JPH09128337A - コンピュータ・ネットワークにおけるマスカレード・アタック保護方法及びその装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 侵入者のマシンからのアクセスを確実に防止
する。 【解決手段】 認証セッション・キーが被承認マシン上
でそのマシンのＣＰＵ識別番号、ハードウェア構成、及
びタイムスタンプに基づいて作成される。承認マシン
は、被承認マシンについて同じ情報を検索し、所定の時
間間隔内で有効なセッション・ロックを作成する。参入
するセッション・キーがセッション・ロックの１つに一
致し、かつそのセッション・キーが使用済キーのリスト
上にないならば、そのセッション・キーを使用済キーの
リストに追加した後アクセスが許可される。このように
一回使用キーを用いる。ロック及びキーは、タイムスタ
ンプの間にも発生可能であるので、ユーザは、所定の要
求間の時間以上待つことなく同じマシンから複数回サー
ビスを要求することができ、マスカレード・アタック保
護ツールに対するフロント・エンドには、成功するまで
再試行を書込むことができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータ・ネ
ットワーク・システムのセキュリティに関し、特に、マ
スカレード・アタック(masquerade attack)を防ぐため
にユーザ及びそのマシンを認証するための方法及び装置
に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータ科学の最近の進歩によっ
て、現在、コンピュータ・ネットワークによりもたらさ
れる高度な機能が益々効果的に利用されてきている。特
に、分散演算、マルチプロセッサ技術、遠隔ファイル・
システム・アクセス等における進歩は、このようなネッ
トワークの生産性、有用性、及び性能を格段に向上させ
た。最近では、これらの進歩を実効化するべく複数のマ
シンの処理能力を利用して、強力なツールが開発され
た。例えば、ＵＮＩＸ(Novell Corporationの商標)オペ
レーティング・システムをベースとするシステムは、従
来、遠隔ファイル・システムの「rlogin」、「rsh」、
及び「mount」等のコマンドを備えており、それぞれ、
１つのマシンのユーザが遠隔マシンへログオンしたり、
遠隔的にコマンドを実行したり、そのネットワーク上で
特定のユーザが使用しているマシンから離れた１又は複
数のマシン上に位置する遠隔ファイル・システムをマウ
ントしたりすることができる。

【０００３】しかしながら、ユーザが複数のマシンへア
クセス可能であるようなシステムにおいて、セキュリテ
ィ及び使用許可に関する重大な問題が生じてきた。これ
らの問題を解決する１つの手法としては、ユーザがアク
セスを所望するネットワーク上の各マシンに関連する固
有のパスワードをそのユーザに与えるという単純なもの
がある。しかしながら、常に各マシンについてのパスワ
ードをタイプ入力することをユーザに強いるのは、多く
の場合、作業性が悪いために受け入れられないであろ
う。特に、例えばユーザが数台のマシンにタスクを分散
する必要がある場合(これは、現在のコンピュータ技術
においては極めてありふれたことになりつつある)等で
ある。

【０００４】従来この問題は、種々の技術を個々に限定
することによりある程度緩和されている。例えば、ＵＮ
ＩＸ環境において「.rhost」ファイルを承認マシンへ与
えること等である。このファイルには、承認されるべき
マシンを使用する承認されたユーザのユーザネームとホ
ストネームとが含まれる。

【０００５】遠隔ファイル・システムのrlogin、rsh、
及びmount等の技術を用いることにより高度な機能が実
現される一方で、不都合なことに、このようなネットワ
ーク・システムは、「擬装(masquerading)」と称される
方法を用いたシステム上への侵入に対して脆弱なものと
なってしまうという欠点がある。このような擬装は、侵
入者が「承認される(trusted)」マシンのネットワーク
又はインターネットのプロトコル・アドレスを用いて１
つのマシンをネットワーク上へ参入させたときに発生す
る。その後、侵入者は、受信マシンに認知されたその侵
入マシン上の所与のユーザとなることによって、このユ
ーザを装うことによりその「承認する(trusting)」マシ
ンに対するアクセスを取得することができる。これによ
って承認するマシンは、この侵入者を、承認されたマシ
ン上の承認されたユーザとしてアクセスを要求している
ものと信じてしまう。

【０００６】従って、以上から、ネットワーク上の１つ
のマシンについて、事実上承認されたマシンからの任意
の要求が、実際にその承認されたマシンから発せられた
こと、かつその要求が巧妙な詐称者により行われたので
はないことを確認するための方法を見出すことが重要な
課題であったことは、明らかであろう。

【０００７】これらの重要なセキュリティの問題の解決
に対しては、性能特性及び安全性の双方に関連して多大
な損害を被る可能性があることからコンピュータ分野に
おいて大きな関心を持たれてきた。残念なことに、セキ
ュリティ、プライバシー、データ保全性等々において大
きな被害を受けたというネットワークの報告を耳にする
ことがほとんど日常茶飯事となってきており、そのよう
なシステムが国際金融、国家保安、航空制御、医療記録
等に関連する場合は、その問題の深刻さは容易に理解で
きるであろう。

【０００８】従ってこの業界は、侵入に対するネットワ
ークの耐性を強化する努力において、タイムスタンプや
暗号化及び種々の形態の認証等を用いるキー(鍵)を含め
た技術開発の長い歴史を有する。それにも拘わらず、残
念ながら課題は残されている。認証の問題に関して為さ
れた多くの研究の代表的な一例として、主としてマサチ
ューセッツ工科大学において開発された「ケルベロス(k
erveros)」というセキュリティ・システムがある。しか
しながらこのような高度のシステムでさえ、キーやパス
ワードを傍受できる「ネットワーク・スニファー(sniff
er)」に対しては脆弱であるため、無許可の介入者によ
ってネットワークへのアクセスを得るために利用されて
しまう。

【０００９】キーを設ける技術に関しては、この技術の
一般的なものとして、タイムスタンプを認証するために
公開キー／私用キーの対の技術がある。同様に、標準的
私用キーを安全に交換するために公開キー／私用キーの
対の技術がある。同様の方法で、無線通信を暗号化及び
暗号解読のために公開キー／私用キーの対の技術もあ
る。しかしながら、様々な理由から、これらのシステム
の全てが、以下に説明するような幾つかの弱点を負って
いる。

【００１０】さらに基盤技術を用いた、ステーション間
で送受信されるデータを暗号化するための単純で粗いが
別の技術的手法もある。この技術としては、伝送される
トランザクション・データの暗号化及び暗号解読に関す
る技術、及び、送信側にてメッセージを暗号化しかつ受
信側にてそのメッセージを解読することによりメッセー
ジを認証する技術がある。このようなシステムの明白な
欠点の１つは、実際のデータ自体が暗号化されかつ解読
されなければならない点であり、その処理において遅延
を伴うこと等である。

【００１１】ネットワークを更に安全なものにしようと
する別の種類の解決策としては、タイムスタンプの概念
を含むものがある。この技術は、初期検証においてタイ
ムスタンプを利用し、さらにこれに基づいてデータが暗
号化されるものである。この技術はまた、暗号化された
データの課金伝送における概念を用いているが、初期認
証に帰属する本発明の課題に取り組むものではない。し
かしながら、本発明の詳細な説明から容易に明らかとな
るであろうが、従来のシステムは１つの近隣者を別の近
隣者から保護していない。言い替えるならば、１つの承
認された近隣ユーザは、別の承認された近隣ユーザを装
うために必要な情報の全てを所有することが可能であ
る。これは、このような認証において特定のハードウェ
ア構成データを含む特定のユーザ又はマシンに対して秘
密キーが設けられていないためである。さらに、不正を
行う者がタイムスタンプを欺くためにシステム・クロッ
クを操作できる状況においては再度の侵入を防ぐことが
できない。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、コン
ピュータ・ネットワークにおいてマスカレード・アタッ
クを防ぐための方法及び装置を提供することである。

【００１３】本発明の更なる目的は、特定のマシン及び
時間に関連する認証方式において特定のデータを用いた
更なる認証を設けることである。

【００１４】本発明の更なる目的は、データ暗号化を用
いる必要なく上記のようなネットワーク・セキュリティ
を提供することである。

【００１５】本発明の更なる目的は、強力なシステム侵
入を無効とするマスカレード・アタック保護機構を提供
することである。

【００１６】本発明の更なる目的は、システム・クロッ
クが操作された場合等において再度の侵入に対して耐性
のある、システム管理機構によるネットワーク・セキュ
リティを提供することである。

【００１７】本発明の更なる目的は、コンピュータ・ネ
ットワークへのマスカレード・アタック対して保護する
べく、システム・クロックの完全な同期の欠落及び異な
るタイム・ゾーンに位置するマシンを監視報告するシス
テムを提供することである。

【００１８】本発明の更なる目的は、正当なマシンとし
て同じネットワーク又はインターネットのプロトコル・
アドレスを利用することによりサブネット内部の詐称者
に対するマスカレード・アタック保護機構を提供するこ
とである。

【００１９】本発明の更なる目的は、遠隔ファイル・シ
ステムのrlogin、rsh、及びmount等の汎用的マルチプル
・アクセス技術を用いた中間マシンによるネットワーク
へのアクセスを可能とすると同時に、上記のマスカレー
ド・アタック保護機構を提供することである。

【００２０】

【課題を解決するための手段】本発明によれば、参入マ
シンの通常の汎用的ホストネーム又はネットワーク・ア
ドレス及びそのマシンのユーザネーム以外に更なる認証
ステップが設けられる。特定の実施例では、rsh、rlogi
n、及びmountの修整バージョンにより伝送されるこの更
なる認証は、サービスを提供し承認する方のマシン(以
降「承認マシン」と称する)上のrshd、login、及びrpc.
mountdの修整バージョンにより受信され確認される。こ
の更なる認証は、本明細書中では「セッション・キー」
と称するが、承認される方のマシン(以降「被承認マシ
ン」と称する)上でそのＣＰＵ、ハードウェア構成、及
びタイムスタンプの固有識別子に基づいて作成される。
要求を受信する承認マシンは、参入しようとする被承認
マシンのハードウェア情報（例えば、ＣＰＵの識別子、
ハードウェア構成等）を判断するためにテーブルを検査
した後、その特定の参入マシンのみに対して「セッショ
ン・ロック」を作成する。好適例においてこれらのロッ
クは、所定の時間間隔の間（例えば「−５分」の時点か
ら「＋５分」の時点まで等）有効である。

【００２１】参入セッション・キーがセッション・ロッ
クの一つと一致したならば、この参入セッション・キー
をもはやそれ以降は有効ではないキーのリストへ追加し
た後、アクセスが許可される。これによりこのシステム
は、本発明の重要な特徴であるところの１回使用キーの
概念を採用する。ロックとキーとはタイムスタンプの間
にも発生されるので、ユーザは同じマシン多重時間から
サービスを要求することができる。これは、要求と要求
との間で所定の時間(好適例では６０秒等)より長くは待
たないことにより行われる。本発明の更なる重要な特徴
は、アクセスを取得しようとする詐称者マシンからのい
かなる試みも、全く利用不能なセッション・キーを発生
することになる点である。これは１つにはキーが、その
マシンの特定のハードウェア特性に固有の情報の関数と
して作成されるためである。

【００２２】

【発明の実施の形態】コンピュータ・ネットワークに対
する本発明の適用を理解するために、先ず、ネットワー
クのセキュリティに対するマスカレード・アタックに対
して要望される保護として効果的な本発明を、好適に適
用可能な代表的なコンピュータ・ネットワークについて
説明する。尚、本発明が任意のコンピュータ・ネットワ
ーク態様に適用可能であり、よって以降に説明される特
定のネットワークに限定する意図がないことは自明であ
ろう。

【００２３】図１は、本発明の方法及びシステムを実施
するために使用可能なデータ処理システム８の外観図で
ある。図示のように、データ処理システム８は、ローカ
ル・エリア・ネットワーク(ＬＡＮ)１０及び３２等の複
数のネットワークを含み、これらの各々が複数の個別の
コンピュータ１２、１２ａ〜１２ｃ、３０、３１、３３
及び３５を含むことが好ましい。（以降、ネットワーク
３２内のコンピュータについて説明する場合、任意にコ
ンピュータ３０を指すことになるが、その説明の内容は
ネットワーク３２内のいずれのコンピュータにも関連す
るものとする）。コンピュータ１２及び３０は、例えば
IBM Personal System/2(「PS/2」とも称される)又はIBM
RISC SYSTEM/6000等の任意の適宜のコンピュータを利
用して実施することができる。もちろん当業者であれ
ば、ホスト・プロセッサへ接続された複数の知的ワーク
ステーション(ＩＷＳ)をこのような各ネットワークのた
めに利用可能であることは自明であろう。

【００２４】このようなデータ処理システムでは一般的
であるが、各個別のコンピュータに記憶装置１４及び／
又は印刷装置／出力装置１６を接続することができる。
本発明の方法においては、１又は複数のこのような記憶
装置１４は、文書、資源オブジェクト、又は実行可能コ
ード等のオブジェクトを記憶するために利用できる。こ
れらのオブジェクトに対しては、データ処理システム８
内の任意のユーザが周期的にアクセス可能である。従来
技術で周知の方式により、記憶装置１４内に記憶された
このような各オブジェクトは、データ処理システム８全
体に亘って自在に相互交換することができる。これは、
例えば、個別のコンピュータ１２又は３０におけるユー
ザに対してオブジェクトを転送することによる。

【００２５】さらに図１では、データ処理システム８
が、メインフレーム・コンピュータ１８等の複数のメイ
ンフレーム・コンピュータも包含できることが示されて
いる。メインフレーム・コンピュータは、好適には通信
リンク２２を用いてＬＡＮ１０へ接続される。アプリケ
ーションによっては、中型のコンピュータを用いてもよ
い。メインフレーム・コンピュータ１８もまた記憶装置
２０へ接続可能であり、この記憶装置２０はＬＡＮ１０
の遠隔記憶装置として機能することができる。同様に、
ＬＡＮ１０は通信リンク２４を介してサブシステム制御
ユニット／通信制御装置２６及び通信リンク３４を通
し、ゲートウェイ・サーバ２８へ接続される。ゲートウ
ェイ・サーバ２８は、好適には個別のコンピュータ又は
ＩＷＳであり、ＬＡＮ３２をＬＡＮ１０へ連結させるた
めに機能する。

【００２６】前述のようにＬＡＮ３２及びＬＡＮ１０に
関しては、オブジェクトが記憶装置２０に記憶され、そ
して記憶されたオブジェクトに対し、メインフレーム・
コンピュータ１８が資源マネージャ又はファイル・シス
テム・マネージャとして制御する。もちろん、メインフ
レーム・コンピュータ１８がＬＡＮ１０から地理的に非
常に遠く離れて配置されていてもよく、また同様にＬＡ
Ｎ１０がＬＡＮ３２からかなり遠い場所に配置されてい
てもよいことは、当業者であれば自明であろう。例え
ば、ＬＡＮ３２はカリフォルニアに配置され、一方、Ｌ
ＡＮ１０はテキサスに配置され、さらにメインフレーム
・コンピュータ１８はニューヨークに配置される場合も
ある。

【００２７】本発明の好適例は、データ処理システム８
内に示された様々なコンピュータの中に組込むことがで
きる。図２は、本発明による方法及びシステムを実施し
たＬＡＮ１０のブロック図である。サーバ１２は、通信
チャネル３４上においてコンピュータ１２ａ〜１２ｃと
通信する。ＬＡＮ１０はトークン・リング形態で示され
ているが、他の形態も可能である。サーバ１２は、本発
明を実施するべくプログラミングされたIBM PS/2又はAS
/400等の汎用コンピュータである。サーバ１２は、中央
演算処理装置（ＣＰＵ）３５、メモリ３８、及びネット
ワーク・アダプタ４０を含む。ネットワーク・アダプタ
４０は、外部への伝送のフォーマット化を行いそして内
部への伝送のフォーマット解除を行うために用いられ
る。さらにサーバ１２は、データ・ファイルや実行可能
コード等の様々なオブジェクトを記憶するためのハード
・ドライブ装置４２を具備する。オブジェクトは、１又
は複数のユーザによりアクセスされることがあり、アク
セスされるとオブジェクトがデータ・バス４４を通して
コンピュータ・メモリ３８へ転送される。多数のオブジ
ェクトがメモり３８内に存在する場合がある。オペレー
ティング・システム及びローカル・エリア・ネットワー
ク・サーバ４６は、メモリ３８内の１つのオブジェクト
として表されている。

【００２８】様々なユーザがコンピュータ１２ａ〜１２
ｃを用いて、サーバ１２のハード・ドライブ装置４２上
に通常置かれているファイル・システムに対して要求を
送ることによりオブジェクトにアクセスできる。「ファ
イル・システム」とは、ファイル及びファイル管理構造
の集まりであり、物理的又は論理的な大容量記憶装置
（又はメモリ３８）上に配置されている。コンピュータ
１２ｂは典型例である。コンピュータ１２ｂは、サーバ
１２と通信するパーソナル・ワークステーションとして
動作する。概略的にコンピュータ１２ｂは、サーバ１２
と実質上類似のものであり、ネットワーク・アダプタ６
０、表示アダプタ６２、ハード・ドライブ装置６４、中
央演算処理装置(ＣＰＵ)６６、及びアドレス指定可能メ
モリ６８を具備する。コンピュータ１２ｂの構成要素
は、データ・バス７０上においてデータを転送する。Ｃ
ＰＵ６６は、キーボード及びマウスを含む入力周辺装置
を直接制御する。表示アダプタ６２は表示装置７４を駆
動する。メモリ６８は、通常ハード・ドライブ装置６４
等の大容量記憶装置に置かれているオペレーティング・
システム７３の一部又は全部を含む。メモリ６８はさら
にオブジェクト７６を含むが、このオブジェクト７６は
コンピュータ１２に対する要求に応じてコンピュータ１
２により与えられたものである。

【００２９】図３は、本発明の好適例によるメインフレ
ーム・コンピュータ１８を示すブロック図である。メイ
ンフレーム・コンピュータ１８は、多重プロセスを実行
するIBM ESA/370又はESA/390等の単一のコンピュータ・
システムであり、複数の非プログラマブル・ワークステ
ーション(ＮＷＳ)１００ａ〜１００ｎへ接続される。メ
インフレーム・コンピュータ１８は、ハード・ドライブ
装置１０２、ＣＰＵ１０４、非プログラマブル・ワーク
ステーション１００ａ〜１００ｎと通信するための入出
力(Ｉ／Ｏ)プロセッサ１０６、ネットワーク・アダプタ
１０８、及びメモリ１１０を具備する。ハード・ドライ
ブ装置１０２はオブジェクトを記憶できる。各非プログ
ラマブル・ワークステーションは、メモリ１１０又はハ
ード・ドライブ装置１０２内のオブジェクトへアクセス
できる。例えば、本発明の好適例においては、非プログ
ラマブル・ワークステーション１００ａがオブジェクト
１１２ａに、非プログラマブル・ワークステーション１
００ｂがオブジェクト１１２ｂに、そして非プログラマ
ブル・ワークステーション１００ｎがオブジェクト１１
２ｎにアクセスする。

【００３０】「オブジェクト」とは、関連するアクセス
制御リスト(access control list:ＡＣＬ)を有する全て
の実資源を云う。示された例では、オブジェクトは、階
層ファイル・システムにおけるサブディレクトリ又はフ
ァイルに相当する。オブジェクトの「属性」は、ＡＣＬ
に表現される。「コンテナ・オブジェクト」とは、０個
又は幾つかのオブジェクトを格納可能なエンティティで
ある。示された例では、コンテナ・オブジェクトは、階
層ファイル・システムにおけるディレクトリに相当す
る。

【００３１】以上、本発明を有効に実施可能なコンピュ
ータ・ネットワークの一般的背景を説明したので、次に
本発明の特定の実施例の全体的概要を説明する。その後
に、マスカレード・アタック保護方式の一例を明示した
図４及び図５の流れ図を用いて本発明をさらに詳細に説
明する。それに続いて、巧妙な侵入に対する確実な対処
において本発明の重要な部分を担う独自のハードウェア
仕様情報について詳細な説明を行う。

【００３２】通常のコンピュータ・ネットワークにおい
て稼動するマシンの特徴の１つとして、その特定のマシ
ンに関する比較的固有の標識を発生可能であるというこ
とがある。示された例では、この標識として、そのマシ
ンのＣＰＵ及び他のハードウェアの識別手段を含む。こ
のマシン固有のデータがどの程度詳細かつ独自のもので
あるかという点に関しては選択的事項であることは自明
であろう。そして本発明は、本明細書で説明するマシン
固有標識を発生するための特定の方法に限定することを
意図するものではない。

【００３３】しかしながら開示の例においては、マシン
がＵＮＩＸ環境にて稼動しかつその特定のマシンに固有
のＣＰＵ識別番号及びハードウェア構成を有することを
想定している。汎用的ＵＮＩＸオペレーティング・シス
テムによれば、「uname m- |cut -c3-8」等のコマンド
の組合せを発生することができる。このコマンドが実行
されると、このコマンドが実行されるマシンの特定のＣ
ＰＵ識別番号を明らかとする。同様の方法により、ＡＩ
Ｘオペレーティング・システムによれば別の周知のコマ
ンドの組合せ「lscfg -v | sum -r」を発生することが
でき、これが実行されると２つの番号を生じる。１つは
そのマシンのハードウェア構成の検査合計(checksum)で
ある。この検査合計は、このコマンドが実行される特定
のマシンの様々なハードウェア態様、例えば導入された
アダプタ・カードやＤＡＳＤの数及び種類等を示す数字
である。従って検査合計はそのマシン特有の「指紋」を
提供することになる。また、異なるオペレーティング・
システムでは、この機能を他の実施形態(例えばＤＯＳ
に関しては「qconfig」等)で実現可能であり、上記のよ
うなマシン固有の指紋を容易に見出せることは自明であ
ろう。特定のマシンについてその評価される特徴は様々
なものが考えられ、また望ましければ選択的事項として
もよいが、重要な点は、その数字を発生するマシンのハ
ードウェアに固有の数字が発生されることである。実施
例においてこの点は、ＣＰＵ識別番号及びハードウェア
検査合計を用いることにより実現される。これらの数字
すなわち得られる結果は、必ずしもそのマシンが一義的
に導出される程そのマシンについて絶対的に固有のもの
である必要はない（例えば、十分な数のマシンが存在す
る場合、可能性は少ないが別のマシンが同じ結果を出す
こともあり得る）。重要な点は、特定のマシンに固有の
数字が、そのマシンに対して所望する程度の「独自性」
をもって発生可能であることである。その後この数字
は、後述するように、備えられたマスカレード・アタッ
ク保護の程度に応じた関係を有することになる。従っ
て、本発明の実施者は、数字が発生される方式により、
例えば数字が１つのマシンに対してそして１つマシンの
みに対してどの程度固有であるかによって所望する保護
レベルを制御することができる。

【００３４】本発明においては、被承認マシンから承認
マシンすなわち「安全な(secure)マシン」に対して送信
されるセッション・キーは、そのユーザが使用している
被承認マシンにより作成される。このようなセッション
・キーは、このハードウェア固有の数字を含む幾つかの
ステップにより形成される。

【００３５】先ず、ハードウェア固有情報を用いてその
マシンの乱数発生関数に種値(seed)を与えるために関数
「srandom(ＣＰＵ識別番号×ハードウェア構成検査合
計)」が呼出される。

【００３６】次にユーザのマシンにおいて次の関数「ge
ttimeofday()」が呼出され、この関数は、例えば１９７
０年１月１日午前０時等の任意の選択された時点からｔ
秒後であることを表す「tsecs」という値をセットす
る。さらに一般的に云えば、この関数は、コマンドが出
される特定の時間に関連する値を単純に戻すだけである
ことを注記する。

【００３７】続いて、関数「timestamp」(タイムスタン
プ)が呼出され、この関数は「(tsecs/key_change_Δ)+a
rbitrary_constant」に対するパラメータをセットす
る。ここで「key_change_Δ」(キーチェンジ・デルタ)
はキーが変化する間の望ましい秒数であり、「arbitrar
y_constant」(任意定数)は送信する被承認マシン及び受
信する承認マシンの双方に関して同じでありかつ認知さ
れている選択された任意定数である。

【００３８】次に、パラメータ「session_key」(セッシ
ョン・キー)が関数「ramdom()」に対してセットされ、
この関数は「timestamp」で規定された回数だけループ
した後、乱数を返す。示される実施例ではこの数字が１
から２，１４７，４８３，６４７までの範囲内にある
が、この乱数の範囲を任意の所望の数までに予め選択す
ることができることは容易に理解できるであろう。従っ
て好適例においては、タイムスタンプ値が５７００万で
ある場合、被承認マシンはその固有のハードウェア情報
を用いてその乱数発生関数に種値を与え、そしてこれに
よりこのステップで計算される５７００万番目の乱数に
セッション・キーをセットする。これはワンウェイ・ハ
ッシュ関数であることが重要である。なぜなら乱数発生
関数の結果から種値を計算することはできないからであ
る。

【００３９】ここで、本発明の全体的概念を理解するに
あたりこれを物理的表現で考えることが有用である。す
なわち各被承認マシンがその固有のロック・ホイールを
有しているとする。所与のいかなる時点においても上述
の２，１４７，４８３，６４７個の可能性のうち予め選
択された個数のロックのみが有効であり、ロック・ホイ
ールは「キーチェンジ・デルタ」で規定される秒数毎に
有効範囲に１つのロックを入れそして１つのロックを出
しながら回転する。この場合に、このロック・ホイール
は異なる各マシンについて全く異なる。示される好適例
では、２，１４７，４８３，６４７個のうち１１個のロ
ックのみが有効であり、ホイールは６０秒毎に有効範囲
にロックを入れそしてロックを出しながらその乱数の大
きさまで同様に回転するが、後述するようにこれらの値
は所望により及び目的により選択することができる。

【００４０】ロック・ホイールは、その２，１４７，４
８３，６４７個のロックを有し（その各々が、各被承認
マシンについて異なる）、６０秒毎に反時計回りに回転
して１つの新しいロックを１１個のロックの有効範囲へ
持込み、そして１１個のロックの有効範囲から１つの古
いロックを取出す。

【００４１】前述のような機構である故に、所定の数の
ロック（例えば、好適例では１１個）のみがいかなる特
定の時点においても有効であり、かつホイールはかなり
の期間（記述される好適例では４０８３年間）十分なロ
ックを保持することになる。

【００４２】そして本発明によるマスカレード・アタッ
ク保護機構を有する承認マシンは、参入しようとする被
承認マシンについてのハードウェア情報を、その承認マ
シンに予め記憶されているルックアップ・テーブルから
取得することになる。このデータはＣＰＵ識別番号、ハ
ードウェア構成検査合計、又は他のその特定の被承認マ
シンに関する固有の所望する任意の数字を含み、そして
さらに「キーチェンジ・デルタ」秒の値及び任意定数を
含む。その後承認マシンは、その参入しようとするマシ
ンのみのために所定数のロックを算出する。示される好
適例ではこの所定数のロックは１１個であり、現時点の
５分前から現時点の５分後までの毎分につき１個であ
る。参入するセッション・キーが未使用であることが承
認マシンにより判断され、かつそれがその参入するマシ
ンのみのための前述の１１個のロックの１つに一致した
ならば、この参入セッション・キーは「使用済キー・リ
スト」に追加され、その被承認マシンに対してアクセス
が許可される。ここで、２つのマシンのクロックが所定
の時間範囲内（例えば、好適例では±５分）で一致する
ように同期していなければならないことを注記する。

【００４３】上記のハイレベルの説明から、従来採られ
ていた手段よりも優れた本発明の多くの利点が容易に明
らかとなるであろう。本発明の課題に対する解決手段は
承認マシン及び被承認マシンに固有の機能に基づいてお
り、そしてこれらの機能は被承認マシンのＣＰＵ識別番
号及びハードウェア構成に基づいている。さらにこの解
決手段は時間にも基づいている。この手段によれば、
（例えば、ハードウェア固有データが危うくされた場合
に）単にハードウェア構成を僅かに変更するだけでキー
を変更することが可能となる。それでも、詐称する侵入
者が同じハードウェアの特徴を用いて別のマシンを形成
することはほとんど不可能となる。このことはさらに、
徹底的な侵入をも無効にしてしまう。なぜなら全ての新
たな試みはハードウェア構成に対する何らかの変更を必
要とするからである。さらに、この一回使用キーの概念
（これは、そのキーを使用済キー・リストへ追加するこ
とにより所定の期間を超えた後はそのキーを使用できな
くすることで実現される）は、ネットワーク探索者を装
う侵入者に対してシステムを保護する。仮にユーザがサ
ービスを許可されたときのセッション・キーを侵入者が
密かに見ることができたとしても、侵入者に見られたそ
のセッション・キーは承認マシンがサービスを許可した
時点で既に役に立たなくされているのである。

【００４４】さらに、従来技術の問題点を克服する本発
明の更なる利点が評価される。本発明は、真の被承認マ
シンと同じアドレスを用いる同じサブネット上の詐称者
に対する脆弱さを解決しようとするものである。従来技
術による解決手段は、通常、サブネット内のマシンであ
るかのように見せようとするそのサブネット外部の詐称
者に対して保護していただけであった。

【００４５】本発明が課題とする更なる問題点は、認証
方式に関するものであり、キーを作成するべく用いられ
るツールをリバース・エンジニアリングすることにより
動作アルゴリズムを明らかとすることが可能であるとい
う問題である。このような場合に侵入者は、全てのキー
を徹底的に検索するためにソフトウェアを書込むことが
可能であり、しかもその際、侵入者は何回かの侵入試行
の間にハードウェア構成を変更する必要がない。仮にこ
のようなシステムがその固有のハードウェアを現出させ
るべく工夫されていたならば、そのようなハードウェア
構成の変更が必要とされたであろう。本発明により作成
されるキーはその一部が日時にも基づくものであるの
で、いずれのキーも所定の時間（例えば、好適例におけ
る１０分）を過ぎれば無効となる。しかも、何者かが全
てのキーを試そうとすれば、１秒毎に３百万個以上のキ
ーを試す必要がありかつこれより遅い侵入速度ではキー
の変更に追随できないことは容易に理解できるであろ
う。従って、所定の期間の後にはキーを無効としかつそ
のキーを使用済キー・リストへ追加することにより、詐
称者がネットワークからキー又はパスワードを傍受して
直ちにそれを用いることを防ぐことができる。なぜな
ら、もはやそのキーは無効であるとフラグ付けされてい
るので何者かが正当なユーザを装って「入り込む」こと
を防げるのである。

【００４６】従来の技術として公開キー／専用キーの対
を用いた技術の汎用的な適用について述べたが、この場
合、タイムスタンプや安全に交換される標準専用キー等
々を認証するために標準専用キーの安全な交換が行われ
る。一方本発明では、タイムスタンプを利用するが、こ
れらは汎用的な意味で用いられるのではなく、また本発
明では公開キー／専用キーの対も用いない。これに対し
て本発明は、タイムスタンプを暗号化キーとして用い
る、ユーザにより構築可能な方法を利用する。すなわち
タイムスタンプは、認証トークンを暗号化するためにの
み用いられる。幾つかのキーは構築可能であり、そして
幾つかのキーはそのハードウェアに固有のものとして依
存する。

【００４７】さらに前述の通り、本発明においては、デ
ータを暗号化するのではなく送信者を認証しそして最初
の認証の後に必要な暗号化データを伝送しないので、汎
用的な暗号化／暗号解読技術は不適切である。

【００４８】本発明は、固有の秘密キーを設けて認証の
ためにハードウェア構成を利用することにより、侵入者
がシステム・クロックを操作可能である場合にその再度
の侵入を防ぐ。一度使用されたキーが「再使用不可リス
ト」へ追加されることにより、たとえクロックが実際に
操作されているとしても、複写されたキーは常に認めら
れなくなる。こうしてシステムは、システム・クロック
を操作する可能性のある何者かによる再度の侵入に対し
て耐性をもつことになる。従来のシステムと異なり、本
発明は、固有キー空間（好適例では１０の４５乗のキー
空間）を利用することによりｎ個のマシンのネットワー
ク・パスの末端においてその方法を用いる。さらに、中
間マシンがこのシステムを利用しない場合であっても、
ネットワーク内でのその中間マシンの使用を損なうこと
なく本発明を利用することができる。

【００４９】さらに、キーを利用することができる所定
の時間間隔を設けることにより、本発明は、異なる時間
域にあるか又は厳密に同じ時間に同期していないネット
ワーク上の様々なコンピュータを扱うことができる。

【００５０】図４では、本発明によるマスカレード・ア
タック保護方式が、汎用的rlogin、rsh、及びmountイン
タフェースに対して追加される識別トークンの条件的作
成及び検証により機能することが示されている。図４及
び図５は、rloginについて本発明を用いる際のステップ
の一例を示す流れ図である。この例では、図１のマシン
１２Ｂ等の被承認マシン上のユーザが安全なマシンすな
わち承認マシンに対して遠隔的にログインを求めている
と想定している。この場合、本発明によるマスカレード
・アタック保護はマシン１２Ａ及び１２Ｂに関して実行
される。簡単とするために、以降、図４及び図５に関し
て被承認マシンを「TRUSTED」と示し、そして承認マシ
ンを「SECURE」と示す場合がある。先ず、ステップ２０
０において上記の通り、被承認マシン上のユーザが承認
マシンへの遠隔ログインを求める。従ってこのユーザは
最初に「rlogin SECURE」とタイプ打ちするであろう。
このコマンドは、ユーザがマスカレード・アタック保護
を備えたマシンへログインするのか否かに関係なく用い
られる汎用的ログイン・コマンドであることをここで注
記する。このことは、本発明が、マスカレード・アタッ
ク保護を具備していない又は必要としないマシンを含む
システムにおいても実施可能であることを示している。

【００５１】ステップ２００におけるコマンドを実行す
るとrloginの修整バージョンが呼出され、/etc/hosts.S
ECURE等のディレクトリを検査する。これにより、セッ
ション・キーを有効と認めることができるマスカレード
・アタック保護ツールを承認マシンが有するか否かを調
べる検査をいずれかが実行する。承認マシンがそのディ
レクトリに挙げられていない場合は、ステップ２０４に
おいて通常のすなわち汎用的なrloginプロシージャが要
求される。従って、ステップ２３２において標準的（す
なわち修整されていない）rloginコマンドが実行され
る。

【００５２】承認マシンが上記のディレクトリ内に含ま
れている場合は、ステップ２０６において識別トーク
ン、例えばセッション・キーが次のように作成され送信
される。ステップ２０８〜２１３において被承認マシン
のハードウェア構成に関して検査合計が求められ、この
検査合計に被承認マシンのＣＰＵ識別番号が乗算されて
種値が得られる。そしてこの種値は、乱数発生関数へ与
えるために用いられる。特に積は、ステップ２０８にお
いて被承認マシンのＣＰＵ識別番号とハードウェア構成
の検査合計とを掛けることにより得られる。この積は、
乱数発生関数ramdom()の種値として用いられるためには
種値空間に含まれなければならない。しかしながら所与
のシステムにおいて、最大のＣＰＵ識別番号及び／又は
ハードウェア検査合計が大きすぎる場合にはこの積が種
値空間を超える可能性があることは自明であろう。従っ
て、この点をうまく処理して積が実際に必ず種値空間内
に存在するようにするプロセスを設ける必要がある。よ
ってステップ２１１において、ステップ２０８における
積が種値空間よりも大きいか否かを判断する検査が行わ
れる。大きくなければ（この方が望ましい結果である
が）、この積が種値となり乱数発生関数２１３の種値と
するために用いられる。一方、ステップ２０８における
積が種値空間よりも大きければ、好適例においてはステ
ップ２１５においてこの積から種値空間(の大きさ)が減
算されて新たな積が算出され、そしてその結果が判断ス
テップ２１１へ戻され、この新たな積が種値空間よりも
大きいか否かが判断される。上記のステップ２１１から
２１３までのプロセスは、積が種値空間よりも大きくな
くなるまで繰り返され、そして大きくなくなったならば
前述のようにこれらの新たな積の１つが種値となって乱
数発生関数２１３へ与えられる。次に、タイムスタンプ
値が決定される。これは、関数gettimeofday()又は類似
の関数を呼出すことにより実行できる。この関数は、こ
の関数が呼出された時点に対応する時間（慣用的には１
９７０年１月１日より後の秒数で算出される）を発生す
る。ステップ２１０においてこの値を定数GCONで割り、
そしてこの結果に別の定数ACONを加算して所望のタイム
スタンプ値を得る。このrlogin修整バージョンは任意の
ユーザにより実行可能であるがルート権限をもつユーザ
によってのみ読取り可能であり、好適にはこのrlogin修
整バージョンがこれらの定数GCON及びACONさらに定数CO
MPLEXITYをその内部にコンパイルしている。定数COMPLE
XITYの目的については後述する。このような定数は全
て、被承認マシンのシステム管理者により選択される。

【００５３】次に、判断ステップ２１２において、予め
選択された定数COMPLEXITYが２以上であるか否かを判断
する。ここでは、この定数COMPLEXITYが、所望するマス
カレード・アタック保護の程度を示すべく選択されたも
のであることにのみ留意すれば十分である。２以上の定
数COMPLEXITYが選択された場合、後にさらに詳述する
が、選択された特定の定数COMPLEXITYに関係するキー・
フラグメント(キー断片)を発生する繰返しプロセスを実
際に発生させる。これらのキー・フラグメントは、セッ
ション・キーを作成するために連結されることになる。
従って実質的に、２以上の定数COMPLEXITYを選択するこ
とは、多くの数字をもつ大きなセッション・キーが得ら
れることになる。このようにして、システムへ侵入する
こと及びこのようなセッション・キーを作成することを
より困難とする。定数COMPLEXITYが１に等しいと判断さ
れたならば、判断ステップ２１２から右へ進み、疑似乱
数発生関数random()が繰返し呼出される。具体的には、
この乱数発生関数は「タイムスタンプ値−１」回だけ呼
出されることになる。例えば、ステップ２１０で決定さ
れたタイムスタンプ値から１を引いた回数である。ステ
ップ２１６におけるこのような乱数発生関数の最後の呼
出しにおいて、その結果はセッション・キーとして規定
される。そして図５のステップ２３０においてこのセッ
ション・キー及びコロンによりTERM環境が準備され、そ
の後、ステップ２３２において標準rloginコマンドが実
行される。

【００５４】図４のステップ２１２へ戻って、定数COMP
LEXITYが２以上の場合、ステップ２１４において再びra
ndom()関数が呼出されるが、今回は、ステップ２１０で
決定されたタイムスタンプ値から２を引いた回数だけ呼
出される。そして続くCOMPLEXITYの結果は、後述する種
値として用いられるために集められる。次に、ステップ
２１８においてセッション・キーが空文字のストリング
へ初期化される。

【００５５】ステップ２１４において発生された種値の
各々に関して、図５のステップ２２０に示すようにステ
ップ２２２〜２２８が繰返される。先ずステップ２２２
において疑似乱数発生関数に現在の種値が与えられる。
そしてステップ２２４においてタイムスタンプ値（ステ
ップ２１０）を１０，０００で割ることによりその余り
が求められ、その余りの回数だけ関数random()が呼出さ
れる。その後ステップ２２６においてセッション・キー
・フラグメントを発生するために、最後の結果の値を
２．１４７４８３６４８で割ることにより正規化する。
ステップ２２８においてこのセッション・キー・フラグ
メントが所望するセッション・キーへ付加されると共
に、更なる処理すべき種値がある場合には前述のステッ
プ２２２〜２２８が繰返される。

【００５６】次にステップ２３０において、得られたセ
ッション・キー(上記で生成されたキー・フラグメント
からなる)とコロンとによりTERM環境が用意されると同
時に、ステップ２３２において標準rloginコマンドが実
行される。

【００５７】図６においては、承認マシンが、参入TERM
変数から参入セッション・キーを取得すると、TERM変数
を有効値へと復元するためにセッション・キーを取り除
く。本発明によれば、login機能の修整バージョンが承
認マシン上に存在する。ステップ２３６においてこのlo
gin機能は、最も新しい（現在の）参入接続を行ってい
るマシンの参入インターネット・プロトコル(ＩＰ)・ア
ドレスを判断するために汎用的なnetstatコマンドを用
いる。その後ステップ２３８において、login機能もま
た、前述の定数GCON、ACON、及びCOMPLEXITYの特定の値
を判断するためにルックアップ・テーブルを参照する。
これらの定数は全てその特定のＩＰアドレスをもつマシ
ンに固有のものである。これらの定数は、所与の安全な
方法により被承認マシンと承認マシンの所有者同士の間
で事前に伝達されていたものである。この事前のステッ
プはステップ２３８に示される。

【００５８】次にステップ２４０において、承認マシン
は、参入マシンのＩＰアドレスがルックアップ・テーブ
ルにあるか否かをこのテーブルから判断する。テーブル
にない場合、ステップ２４２において承認マシンはアク
セスを拒否する。一方、そのＩＰアドレスがテーブルに
ある場合、ステップ２４４において承認マシンは、−５
分から＋５分までの１１個のタイムスタンプ値の各々に
ついて前述のステップ２１０〜２２８を実行し、−５分
から＋５分までの参入マシンのセッション・キーはどの
ようなものであるべきかを決定して発生する。次に、
「参入セッション・キーが以前に既に使用されている」
又は「（ステップ２４４で決定された）予期されるセッ
ション・キーのいずれでもない」のいずれかに該当する
か否かを承認マシンが判断する。そのセッション・キー
が既に使用されたものであるか又は予期される以外のも
のであるかのいずれかの場合に該当するならば、ステッ
プ２４８において承認マシンは再びアクセスを拒否す
る。一方、そのセッション・キーが未だ使用されておら
ずかつ予期されるセッション・キーの１つであるなら
ば、ステップ２５０においてこのセッション・キーが、
以降使用不可のキー・リストへ追加されることによりア
クセスが許可される。

【００５９】以上、図４、図５、及び図６を参照して本
発明をハイレベルで説明したが、幾つかのさらに詳細な
ポイントを、この中の具体的な所与のステップに関して
明らかとする。先ず、図４及び図５のステップ２００〜
２０４に関して、マスカレード・アタック保護を設けて
いるマシンも設けていないマシンも同じログイン・コマ
ンドを用いるというこの特徴は、安全なマシンと安全で
ないマシンの双方を含む不均質なネットワークを扱う本
質的にユーザ透過なインタフェースを提供するための重
要な特徴である。

【００６０】これらのステップ２００〜２０４について
は、その承認マシンが実際に安全なマシンであるか否か
を検査する特別なバージョンのrloginを提供するという
重要な利点がある。この機能が、従来「ブラック・ボッ
クス」として知られている侵入手法に対抗できることは
自明ではないかも知れない。この場合侵入者は分析又は
介入のためにその所有するマシンに対して識別トークン
を送ることによりアクセスを獲得しようとする。

【００６１】ステップ２０８に関して、特定の形態であ
る検査合計が開示されたが本発明はこの形態に限定され
ないことを注記する。そればかりでなくこのステップは
任意のハードウェア上で動作するべく修整することがで
き、一般的には、ユーザがログインしようとしている特
定の被承認マシンに固有の情報を単純に与えるものであ
る。しかしながら、所望するセキュリティの程度に依存
してこのハードウェア固有情報の範囲は慎重を期すべき
技術的選択事項であり、検査合計の範囲は任意の入力空
間まで拡張することができる。

【００６２】タイムスタンプ値を得るステップ２１０に
ついて、特別なバージョンのrloginがGCON、ACON、及び
COMPLEXITYの各定数と共に予めコンパイルされているこ
とを注記した。しかしながら、システムがrlogin1やrlo
gin２等のログインの多数の特別バージョンをそれぞれ
異なる上記の定数と共に容易に具備することができるこ
とは重要である。このようなことを行う目的は、承認マ
シン１が被承認マシンとして承認マシン２に対してマス
カレード・アタックすることを防ぐためである。

【００６３】ステップ２２６に関して、開示された特別
な実施例ではrandom()を「余り」の回数だけ呼出すこと
により４５桁の数まで作成される。従って、最後の結果
の値を指定の数で割ることにより、その結果を０〜９９
９，９９９，９９９の範囲になるように正規化する。し
かしながら、この範囲が選択事項であることは自明であ
ろう。同様にステップ２２４に関して、タイムスタンプ
値を割るべく選択された定数１０，０００もまた選択事
項であって１０，０００である必要はない。この値は、
random()を「定数COMPLEXITY×タイムスタンプ値」の回
数だけ呼出すことに関連する性能上の問題を避けるため
にのみ選択されるが、もちろんこの回数の呼出しを実施
することもできる。

【００６４】最後にステップ２３０に関して、このステ
ップは、通常のrloginインタフェース（例えば、マスカ
レード・アタック保護をもたないマシン）を通してキー
を得るために「カスタム化」される。$TERMは、通常、
送信元マシン上のrloginから送信先マシン上のrlogind
へ渡される。rshについては、キーがこのコマンドに対
して用意され、そしてネットワーク・ファイル・システ
ム(ＮＦＳ)・マウント等のmountについては、キーがmou
ntポイント・パスに対して用意される。このように、文
字ストリングを渡しかつ受信する任意のネットワーク・
インタフェースは、特定の実施例において開示された概
念と同じ概念を利用する。

【００６５】図７は、本発明の基本的概念をより明確に
示すために本発明のオペレーティング・システムを図示
したものである。

【００６６】先ず、３次元グラフは、それぞれ符号２５
０、２５２及び２５４で示されるＸ、Ｙ及びＺ座標を有
する。縦座標は、ＣＰＵ識別番号に対応する数字として
認識される。実施例における識別番号は、本発明が動作
する特定のハードウェア及び対応する物理的ＣＰＵに依
存して、例えば０〜９９９、０〜９９９９、又は０〜９
９９９９の範囲を有する。横座標は、ハードウェア固有
の検査合計を発生するためにlscfg関数又は他の適宜の
機構により生成されるハードウェア検査合計に対応する
連続した数字として認識される。実施例におけるこの検
査合計は、０〜６５５３５の範囲である。Ｘ座標及びＹ
座標についての範囲は、ＣＰＵ識別番号の数字と検査合
計の数字との積からなる長方形の格子２５６を形成する
ように示される。格子２５６の領域に対応するこの積
は、異なる様々な種値の空間を形成していると認識され
る。この場合、９９９９×６５５３５＝６５５，２８
４，４６５個の種値があり、その各々がボックス２６６
のような格子ボックスの１つで表される。この図の目的
のために、ＣＰＵ識別番号とハードウェア検査合計との
積が種値空間内にあるように選択されたことを注記す
る。従ってこの図では、積の大きさが種値空間内に確実
にあるように図４のステップ２１１〜２１３に関して示
した方法でその積を調整する必要がない。所与のシステ
ムにおいては、ＣＰＵ識別番号及び／又は検査合計の数
字を十分に大きい可能な最大値とすると、得られる数字
が種値空間より大きくなる場合がある。この場合、その
積を調整するためにステップ２１１〜２１３のプロセス
が繰返されて種値空間内の値とされる。

【００６７】図７の説明を続けると、各格子ボックスか
らＺ軸２５４方向に延びているのは、格子内のその個々
の種値と疑似乱数発生関数ramdom()とを用いて発生され
た１回使用のランダム・ストリームの束を表すことを意
図したラインである。Ｚ軸２５４に平行なこれらのライ
ンの１つに沿った距離は、関数random()に対する呼出し
の繰返しに費やされる時間に相当しており、符号２５８
で示される。括弧２６０でくくられたＺ軸方向の異なる
平行ラインからなるこの集合は、例えば格子ボックス２
６６等の異なる１つの格子ボックスを起点としたライン
からなり、そして各ラインは、格子２５６内の個々に関
連する種値から発生された数字のストリームを表す。

【００６８】これらのラインの１つに沿った特定のポイ
ントが、一連の円２６４により表されている。特定の種
値２６５に関してはこの種値２６５を用いて発生された
数字のストリームがライン２６７に対応する。符号２６
５で示される一連の円は、この図の下部分に拡大されて
おり、前述の１１個のロックを示している。

【００６９】表２６２は、承認マシンに関して示されて
おり、本発明によるマスカレード・アタック保護を設け
る場合に承認マシンにより実行される基本的ハイレベル
・オペレーションを説明している。具体的には、前述の
ように、先ずステップ１において承認マシンは参入しよ
うとするマシンがそのテーブル内にあることを確認す
る。次にステップ２において、承認マシンは、このテー
ブル（承認マシン上のルートのみにより読取り可能）を
利用して前述のGCON、ACON、及び種値を取得する。そし
て次にステップ３において、承認マシンは、random()関
数に対してステップ２で取得した種値を与え、規定の回
数だけrandom()関数を呼出す。具体的にはステップ４に
おいて、random()関数は、ライン２６７に沿って「現時
点−５×GCON」に対応する値まで移動するために、「t
v.vsecs/GCON＋ACON−５」の値の回数だけ呼出される。
そしてステップ５において、「現時点＋５×GCON」にな
るまでrandom()関数呼出しの１１回の結果が、ロックを
構築するために比較される。これらが上記でロック２６
４として示したものである。以前に指摘したが、所与の
承認マシンが別の承認マシンとして擬装できないよう
に、必要であれば各承認マシンについて複数のrloginを
設けることができる。

【００７０】表２６６は、被承認マシンに関して示され
ており、ステップ１において被承認マシンは、関数rand
om()に種値を与えるためにＣＰＵ識別番号とハードウェ
ア構成検査合計とを掛けた積の値を各実行の際に再計算
する。次にステップ２において、被承認マシンは、完全
なセッション・キーを発生するために「(tv.vsecs/GCO
N)＋ACON」の値の回数だけ関数random()を呼出す。

【００７１】図８は、図７と同様に本発明による別のキ
ー態様を表現したグラフ及び概念図である。先ずここ
で、マシンに関連するハードウェア値を得る必要がある
ことを再び注記する。このハードウェア値は、セッショ
ン・キーを構成する乱数を取得するために後に種値とし
て用いられることになる。図７の具体例では、この種値
の集まりが長方形の平面２５６として表されていた。こ
の長方形のＸ軸方向の境界はＣＰＵ識別番号により規定
され、Ｙ軸方向の境界はハードウェア構成検査合計(Ｌ
ＳＣＦＧ)により規定されていたが、異なる様々な種値
に到達する形態としてこの特定の形態に限定することを
意図するものではないことは既に述べた通りである。

【００７２】従って図８では、この概念がボックス２７
０として一般化されており、比喩的に１又は複数のプリ
ズム・レンズ２７２〜２７６を含むように示される。こ
れらのプリズム・レンズの各々は、一列に並べて用いら
れるハードウェア依存値の所与の形態に到達するための
別の方式を概念的に表すことのみを意図している。この
ように本発明は、図７に示された種値発生方法に限定さ
れるものではない。本発明は、例えばライン２７１で表
されるような種値が得られる、所望する任意の複雑さの
程度をもつ事実上任意の１又は一連の手順に通ずるもの
である。ライン２７１は、システムを欺こうとする試み
を阻止するために十分な大きさであるグラフ２７８に示
されるような種値の範囲（グラフ２７８では２，１４
７，４８３，６４７まで拡がる範囲）内にある。

【００７３】図８の説明を続ける。水平に延びるライン
２８０は、複数の疑似乱数出力ストリーム（図７のかっ
こ２６０等）を図示する目的で示されたものである。グ
ラフ２７８の縦軸は可能な種値を表すが、横軸２８１は
random()関数の呼出回数の尺度であり、定数GCONにより
割られかつ定数ACONにより調整された所定の回数に対応
する。図８中の円２８２（図７中のロック２６４に類
似）は、拡大されてグラフ２８３上に示されており、縦
軸２８５は種値範囲を、横軸２８７は関数random()の呼
出回数（百万単位）を表す。グラフ２９０のＹ軸２９３
は、グラフ２８３からの実際の種値の範囲であり、関数
random()の呼出しの実際の結果である。また、グラフ２
９０のＸ軸２９１は種値の数字である。以上から、この
ようにしてキー・フラグメント２９２〜２９６が作成さ
れることが理解されよう。さらに、複雑度値(COMPLEXIT
Y)が１の場合、キー・フラグメント２９４がセッション
・キーとして用いられることを注記する。一方、複雑度
値が２以上の場合はこれらのキー・フラグメント２９２
〜２９６が種値として本方法にフィードバックされ、後
続のキー・フラグメントを選択する。

【００７４】もちろん、セッション・キーを作成するた
めのマスカレード・アタック保護ツールのそれぞれの使
用においては、できるだけ詳細なハードウェア構成情報
が収集され（概念的に図８のボックス２７０のプリズム
・レンズにより示される）、そして図８のグラフ２７８
に示されるような疑似乱数発生関数の種値空間へマッピ
ングされることが望ましい。図８の具体例では、random
()関数は０〜２，１４７，４８３，６４７の範囲であ
る。

【００７５】次の表１では、最も左側の列に、特定のハ
ードウェア構成に固有の数字（例えば、最も左側の列中
のＨＷ＃１）に従って関数random()に与えられる異なる
種値を示し、そして各列は、種値が与えられたときの関
数random()の呼出し回数を区別して所与の実際の代表的
キー・フラグメントの数字すなわちramdom()関数の結果
を示している。ここで、２〜１０，０００，０１０回目
の間の結果は、全ての結果を示すために必要な列数が明
らかに多いため省かれていることを注記する。また、表
１から、前述の１１個のロックに対応する１０，００
０，０１０〜１０，０００，０１２回の結果として１１
個の列が示されていることを注記する。

【００７６】

【表１】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−ー 種値 １ ２ ...10,000,010 ............ ------------------------------------------------------------------------ * 0* 1990395451 1950343301 1467107738 718222021 * 1* 2078917053 143302914 1753184651 920128997 * 2* 19955008 483746175 2039261564 1122035973 HW #1 * 845621309* 877369427 1416513102 1393253895 1426614629 HW #1 * 1205769438* 990647142 1539379435 714551448 518764677 HW #1 * 1973280456* 269037359 1329309741 622836706 1113596869 HW #1 * 2147483645* 651088819 929013518 608876999 112501093 HW #1 * 2147483646* 739610422 1269456779 894953912 314408069 HW #1 * 2147483647* 828132024 1609900040 1181030825 516315045 ............................................................... --------------------------------------------------------------- 1194136672 1232915785 623323901 992651780 1555095128 1814331174 460770759 254862619 108788686 1850510617 287042027 1836109381 2033884984 1372409240 2145926107 1195827568 819239759 325820421 1050195750 2096250483 1027266981 1205211789 1296342674 35938096 1493649445 1974420396 75527097 196978441 310492116 1007202948 407294992 1401867215 654965925 1496757414 1742590483 1027489493 629722189 286504642 612894320 2038005973 1648683995 2005060811 2065527008 1876514874 185937814 ..................................... 10,000,012 -------------------------------------------------- 1491367866 150987678 2079171784 135061501 318963580 280583253 8748332 926162679 1294042941 410178829 85808529 1717263856 1631292630 1138938711 2136697018 2006998385 1244073863 155297983 1197237743 1801108058 1805898726 1319031802 1683511884 232124393 1787355254 835942775 774249370 982983441 614950967 965538351 851309567 1774084618 1590030329 1095133926 928369763 417702148 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【００７７】図９は、複雑度値が１の場合におけるセッ
ション・キー０（これがセッション・キーである）に到
達するための一連のステップ、並びに１より大きい複雑
度値においてセッション・キーを作成するために用いら
れる調整されたタイムスタンプ値「ａｔ」、及びその対
応するrandom()関数からの「ａｔ」番目の乱数結果を示
している。被承認マシンに関しては、２０億を超える異
なる疑似乱数出力ストリーム（例えば、図７の２６０）
のうちいずれをこのプロセスの最初の部分で用いるかを
決定するために、ハードウェア固有情報が用いられるこ
とを再び注記する。

【００７８】機密の定数GCON及びACONは、プロセスが値
を得ようとするいかなる疑似乱数出力ストリームにも影
響を及ぼす。図９中の種値３００は、「ＣＰＵ識別番号
×ハードウェア構成検査合計」の積であり、図９中の符
号３０２の欄で「ｔｓ」と省略されたタイムスタンプ値
は、「現時点（慣用的には１９７０年１月１日からの秒
数）／GCON＋ACON」である。さらに図９中の略号ＣＭＰ
ＬＸは、周知の複雑度を示す定数COMPLEXITYの値であ
る。複雑度値が１の場合、前述のように、ｔｓ番目のra
ndam()関数の結果３０４が実際にセッション・キーとな
る。しかしながら、複雑度値COMPLEXITYが１より大きい
場合すなわち更に強固なセキュリティが求められる場
合、調整されたタイムスタンプ値「ａｔ」３０６が算出
され、それは前述の（timestamp−５）／１００００の
余りである。種値３０８は下向きの関数random()のスト
リームに対して用いられる。そして調整された回数「ａ
ｔ」に対応する関数random()の呼出しの結果（一般的に
「ｚｚｚｚｚ」と示される）は、各種値を乱数発生関数
へ与えた後のrandom()関数呼出しによる「ａｔ」番目の
乱数結果であり、セッション・キーを作成するために用
いられる。

【００７９】承認マシンについて複雑度値が１の場合、
表２に１１回の関数random()の呼出しが示されている。
これらは、クロックが同じ±５GCONの範囲にある場合、
被承認マシンにより作成された図９で説明したセッショ
ン・キーに一致する可能性がある。表２でも図９と同様
に、前述のタイムスタンプ値は「ｔｓ」と省略されてお
り、種値は最新のネットワーク内接続のＩＰアドレスに
一致する承認マシンによりアクセス可能なテーブルから
の値である。

【００８０】

【表２】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− ０ srandom(種値) １ random() ２ random() ... ... ts-5 random() セッション・キーに一致可能 ts-4 random() セッション・キーに一致可能 ts-3 random() セッション・キーに一致可能 ts-2 random() セッション・キーに一致可能 ts-1 random() セッション・キーに一致可能 ts random() セッション・キーに一致可能 ts+1 random() セッション・キーに一致可能 ts+2 random() セッション・キーに一致可能 ts+3 random() セッション・キーに一致可能 ts+4 random() セッション・キーに一致可能 ts+5 random() セッション・キーに一致可能 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【００８１】複雑度値が１より大きい場合の承認マシン
については、図１０にセッション・キーに一致する条件
を示し、さらに、異なる時間範囲に対するセッション・
キーは同じ構成ブロックを全く共有しないことを示す。
図１０では、「ＴＣ」が被承認マシンのクロック時間で
あり、「ＳＣ」が承認マシンのクロック時間である。図
１０から、承認マシン及び被承認マシンの双方のクロッ
クが同じGCON秒範囲にあるならば、ＦＦＦＦＦが双方の
セッション・キーに対する構成ブロックとなる。一方、
クロックが所定の範囲内でずれているならば、参入セッ
ション・キーは次の構成ブロックの組、ＡＡＡＡＡ、Ｂ
ＢＢＢＢ、ＣＣＣＣＣ、ＤＤＤＤＤ、ＥＥＥＥＥ、ＧＧ
ＧＧＧ、ＨＨＨＨＨ、ＩＩＩＩＩ、ＪＪＪＪＪ、又はＫ
ＫＫＫＫの中の１つにより構築されているはずである。

【００８２】最後に、本発明をさらに理解するために、
マスカレード・アタック保護を利用して「マシンcrayo
n」から別の「マシンS410VICTIM」に対してrloginを試
みようとするユーザの実際の例を以下に示す。この例で
は、先ずセッション・キーが一致せずにアクセスが拒否
された場合を説明し、次にセッション・キーが一致して
アクセスが許可された場合の同様の例を説明する。

【００８３】先ず、前述のように、rloginに対するマス
カレード・アタック保護されたフロント・エンドは、マ
シンS410VICTIMが/ETC/HOSTS.SECUREファイルに挙げら
れていることを検知する。これに応じてフロント・エン
ドは、前述のＣＰＵ識別番号と、このフロント・エンド
を現在実行しているマシンの構成の検査合計とを収集す
る。例えば、ＣＰＵ識別番号を（任意に）１９３とし、
LSCFG-Vの検査合計を６２５とする。これらの数字を乗
算することによりフロント・エンドは、明らかにハード
ウェア固有である種値１２０６２５を得る。

【００８４】その後、フロント・エンドは、１９７０年
１月１日午前０時から何秒が経過したかを決定するため
に関数gettimeofday()を呼出す。この例では、この関数
が１９９５年６月２７日火曜日午前１０時３５分(現時
点)に呼出されたとする。

【００８５】関数gettimeofday()に対する呼出しにより
戻された「秒」の値は、前述のように定数GCONで割られ
た後、定数ACONを加えられる（これらの定数は双方と
も、マシンcrayonのルート・ユーザを除く全てのユーザ
に対して秘密である）。これは、日時のみに依存するの
ではなく、マシンcrayonの管理者により予め決められた
GCON及びACONの秘密の値にも依存するタイムスタンプ変
数の値を得るために行われる。この結果は、次の通りで
ある。 ・関数gettimeofday()の戻り値は、８０４２６７３２９ ・関数gettimeofday()の戻り値をGCONの値「３７」で割
った商は、２１７３６９５４ ・ACONの値「−２１４７３２５１」を商に加えたタイム
スタンプ値は、２６３７０３

【００８６】rloginに対するフロント・エンドは、乱数
発生関数に種値を与えるためにsrandom(１２０６２５)
を呼出す（１２０６２５は、上述のハードウェアに依存
する最初の種値）。

【００８７】その後、関数random()が「タイムスタンプ
値−２」の回数だけ呼出され、それにより発生した表３
に示す結果を破棄する。

【００８８】

【表３】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− １回目のrandom()呼出しの結果： 472515509 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1588900722 ３回目のrandom()呼出しの結果： 915019139 ４回目のrandom()呼出しの結果： 1760430670 ５回目のrandom()呼出しの結果： 519503375 ６回目のrandom()呼出しの結果： 556921145 ７回目のrandom()呼出しの結果： 1823984006 ８回目のrandom()呼出しの結果： 1347300635 ９回目のrandom()呼出しの結果： 500795831 10回目のrandom()呼出しの結果： 702644326 11回目のrandom()呼出しの結果： 769281827 12回目のrandom()呼出しの結果： 887862883 13回目のrandom()呼出しの結果： 1851855625 14回目のrandom()呼出しの結果： 1292778304 15回目のrandom()呼出しの結果： 1423281335 ...263,679ラインの乱数を削除... 263695回目のrandom()呼出しの結果： 690517059 263696回目のrandom()呼出しの結果： 2005013007 263697回目のrandom()呼出しの結果： 518838856 263698回目のrandom()呼出しの結果： 683953746 263699回目のrandom()呼出しの結果： 2009848507 263700回目のrandom()呼出しの結果： 535088599 263701回目のrandom()呼出しの結果： 729576118 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【００８９】その後、関数random()は、複雑度値COMPLE
XITY（この例では、値は４であり、マシンcrayonのシス
テム管理者のみが知る）の回数だけ呼出され、その結果
が表４に示す種値として保持される。

【００９０】

【表４】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 263702回目のrandom()呼出しの結果： 109512711 種値[1]へ割当て 263703回目のrandom()呼出しの結果： 877852427 種値[2]へ割当て 263704回目のrandom()呼出しの結果： 292077057 種値[3]へ割当て 263705回目のrandom()呼出しの結果： 761158949 種値[4]へ割当て −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【００９１】次に、タイムスタンプ値２６３７０３を１
００００で割った後、その余りである３７０３が用いら
れて関数random()が３７０３回呼出されることにより、
セッション・キーのフラグメント(断片)を発生する（こ
の場合、セッション・キーはヌル(null)に初期化されて
いる）。この結果が表５であり、得られたセッション・
キーはこの表の末尾に示されている。その後、rloginに
対するフロント・エンドは、セッション・キーの新たな
TERM変数であるaixtermを生成するためにTERM変数を準
備する。これは表５の末尾に示されるセッション・キー
をもったaixtermであったものである。

【００９２】

【表５】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[1]＝109512711 １回目のrandom()呼出しの結果： 1111472844 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1211763696 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1405547944 ４回目のrandom()呼出しの結果： 191533680 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1853352561 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1701522600 3701回目のrandom()呼出しの結果： 336348948 3702回目のrandom()呼出しの結果： 151550372 3703回目のrandom()呼出しの結果： 139933611 139933611 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント) 65161667 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは65161667 種値[2]＝877852427 １回目のrandom()呼出しの結果： 23395926 ２回目のrandom()呼出しの結果： 2134425828 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1092895110 ４回目のrandom()呼出しの結果： 81559868 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1299968701 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 19949398 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1982066460 3702回目のrandom()呼出しの結果： 605740292 3703回目のrandom()呼出しの結果： 911460651 911460651 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント) 424431949 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは65161667424431949 種値[3]＝292077057 １回目のrandom()呼出しの結果： 1385733309 ２回目のrandom()呼出しの結果： 53438210 ３回目のrandom()呼出しの結果： 93864347 ４回目のrandom()呼出しの結果： 1957755326 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1339349887 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1007066211 3701回目のrandom()呼出しの結果： 673137672 3702回目のrandom()呼出しの結果： 1591210132 3703回目のrandom()呼出しの結果： 86314347 86314347 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)40193248 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは6516166742443194940193248 種値[4]＝761158949 １回目のrandom()呼出しの結果： 912623767 ２回目のrandom()呼出しの結果： 836836246 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1995051113 ４回目のrandom()呼出しの結果： 795444970 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1863667243 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 527380609 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1670683728 3702回目のrandom()呼出しの結果： 1059892980 3703回目のrandom()呼出しの結果： 1476078315 1476078315 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)687352538 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは6516166742443194940193248687352538 セッション・キーは：6516166742443194940193248687352538 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【００９３】その後、通常の(すなわち元来の)rloginコ
マンドが用いられて、マシンS410VICTIMへ接続するため
に次のようにその通常のオペレーションの一部としてタ
ーミナル形式を転送する。すなわち、「crayon_rlogin
→(標準rloginインタフェース)→s410 victim_login」
のようにである。

【００９４】マシンS410VICTIM上では、「login」関数
のマスカレード・アタック保護されたバージョンが、マ
シンcrayonから渡されたターミナル形式を読取り、それ
をコロンの位置で分離することにより表５に示される参
入するセッション・キーを読取る。そして、このターミ
ナル形式は、その元の値である「aixterm」にセットさ
れる。マシンS410VICTIMは、そのネットワーク上で最も
新しい接続を開始したマシンのＩＰアドレス(この例で
は、１２９．３５．１２８．１１３)を見るために「net
stat」を用いる。さらに、そのＩＰアドレスをホストネ
ームcrayon.austin.ibm.comへ変換するために「ホスト
・コマンド」を利用する。そしてマシンS410VICTIMは、
/etc/security/masqprot.listテーブル中のこのホスト
ネームcrayon.austin.ibm.comを調べる。このテーブル
中には次のラインが置かれている。すなわち、「crayo
n.austin.ibm.comは、129.35.128.113 4 120625 37 -21
473251」である。

【００９５】このラインから、マシンS410VICTIMは、マ
シンcrayonのもつ定数を判断することができる。すなわ
ち、 複雑度値： ４ 種値： １２０６２５ GCON値： ３７ ACON値：−２１４７３２５１

【００９６】その後、「login」フロント・エンドは、
関数gettimeofday()を呼出して１９７０年１月１日午前
０時から経過した秒数を決定する。そして、現時点を中
心とした複数の時点について、参入セッション・キーが
どのようなものでなければならないかを計算し始め、も
し参入セッション・キーが現在計算されたキーに一致し
たならば止める。ここで、２つのマシン上のシステム・
クロックの間のクロックのずれ及び／又はクロック・ド
リフトを補償するために「有効時間範囲」の概念が必要
であることを思い出されたい。所定の数の複数の時点
は、次の表６に示されている。

【００９７】

【表６】 −−−−−−−−−−−− 現時点-(５×GCON)秒 現時点-(４×GCON)秒 現時点-(３×GCON)秒 現時点-(２×GCON)秒 現時点-( GCON)秒 現時点 現時点+( GCON)秒 現時点+(２×GCON)秒 現時点+(３×GCON)秒 現時点+(４×GCON)秒 現時点+(５×GCON)秒 −−−−−−−−−−−−

【００９８】関数gettimeofday()の戻り値を８０４２６
７２９８と仮定した場合、これを定数GCONの値３７で割
ると２１７３６９５４となる。この結果にACON定数の値
−２１４７３２５１を加えるとタイムスタンプ値２６３
７０３となる。

【００９９】その後、関数srandom(１２０６２５)が呼
出され、乱数発生関数へ種値を与える。

【０１００】

【表７】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− １回目のrandom()呼出しの結果： 472515509 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1588900722 ３回目のrandom()呼出しの結果： 915019139 ４回目のrandom()呼出しの結果： 1760430670 ５回目のrandom()呼出しの結果： 519503375 ６回目のrandom()呼出しの結果： 556921145 ７回目のrandom()呼出しの結果： 1823984006 ８回目のrandom()呼出しの結果： 1347300635 ９回目のrandom()呼出しの結果： 500795831 10回目のrandom()呼出しの結果： 702644326 11回目のrandom()呼出しの結果： 769281827 12回目のrandom()呼出しの結果： 887862883 13回目のrandom()呼出しの結果： 1851855625 14回目のrandom()呼出しの結果： 1292778304 15回目のrandom()呼出しの結果： 1423281335 ....263,679ラインの乱数を削除.... 263695回目のrandom()呼出しの結果： 690517059 263696回目のrandom()呼出しの結果： 2005013007 random()を(11+COMPLEXITY)回呼出し、その結果を種値として保存する。 セッション・キー作成のための種値0,1,2及び3：現時点-(5×GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値1,2,3及び4：現時点-(4×GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値2,3,4及び5：現時点-(3×GCON)秒における検査セッション・キー 作成のための種値3,4,5及び6：現時点-(2×GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値4,5,6及び7：現時点-( GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値5,6,7及び8：現時点における検査 セッション・キー作成のための種値6,7,8及び9：現時点+( GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値7,8,9及び10：現時点+(2×GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値8,9,10及び11：現時点+(3×GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値9,10,11及び12：現時点+(4×GCON)秒における検査 セッション・キー作成のための種値10,11,12及び13：現時点+(5×GCON)秒における検査 263697回目のrandom()呼出しの結果： 518838856：種値[0]へ割当て 263698回目のrandom()呼出しの結果： 683953746：種値[1]へ割当て 263699回目のrandom()呼出しの結果：2009848507：種値[2]へ割当て 263700回目のrandom()呼出しの結果： 535088599：種値[3]へ割当て 263701回目のrandom()呼出しの結果： 729576118：種値[4]へ割当て 263702回目のrandom()呼出しの結果： 109512711：種値[5]へ割当て 263703回目のrandom()呼出しの結果： 877852427：種値[6]へ割当て 263704回目のrandom()呼出しの結果： 292077057：種値[7]へ割当て 263705回目のrandom()呼出しの結果： 761158949：種値[8]へ割当て 263706回目のrandom()呼出しの結果： 898090332：種値[9]へ割当て 263707回目のrandom()呼出しの結果：1328262702：種値[10]へ割当て 263708回目のrandom()呼出しの結果：1700051705：種値[11]へ割当て 263709回目のrandom()呼出しの結果：1049723143：種値[12]へ割当て 263710回目のrandom()呼出しの結果：1977441982：種値[13]へ割当て 263711回目のrandom()呼出しの結果： 360217799：種値[14]へ割当て −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１０１】タイムスタンプ２６３７０３を１００００
で割った余りは３７０３である。その後、セッション・
キーはヌルに初期化され、各セッション・キーについて
異なる長さのrandom()ストリングが用いられる。

【０１０２】セッション・キー番号０については、タイ
ムスタンプ２６３７０であるが、このタイムスタンプか
ら５を引くと２６３６９８であり、上記のセッション・
キー番号０を加えた後もなお２６３６９８である。この
２６３６９８の値を１００００で割った余りは３６９８
である。

【０１０３】この値３６９８は、その後、表８に示すセ
ッション・キー［０］のフラグメントを生成するべく関
数random()を３６９８回呼出すために用いられる。

【０１０４】

【表８】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[0]＝518838856 １回目のrandom()呼出しの結果： 1434641391 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1785492909 ３回目のrandom()呼出しの結果： 247519584 ４回目のrandom()呼出しの結果： 430401955 ５回目のrandom()呼出しの結果： 302823428 ....3,679ラインの乱数を削除... 3695回目のrandom()呼出しの結果： 688574576 3696回目のrandom()呼出しの結果： 1592424908 3697回目のrandom()呼出しの結果： 314425712 3698回目のrandom()呼出しの結果： 476900761 476900761 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)222074225 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは222074225 種値[1]＝683953746 １回目のrandom()呼出しの結果： 676780296 ２回目のrandom()呼出しの結果： 579575439 ３回目のrandom()呼出しの結果： 16909259 ４回目のrandom()呼出しの結果： 997224993 ５回目のrandom()呼出しの結果： 733048898 ....3,679ラインの乱数を削除... 3695回目のrandom()呼出しの結果： 1597753697 3696回目のrandom()呼出しの結果： 1724422159 3697回目のrandom()呼出しの結果： 1902719308 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1597503509 1597503509 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)743895530 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは222074225743895530 種値[2]＝2009848507 １回目のrandom()呼出しの結果： 1727438734 ２回目のrandom()呼出しの結果： 753135060 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1692929070 ４回目のrandom()呼出しの結果： 532384076 ５回目のrandom()呼出しの結果： 2057764045 ....3,679ラインの乱数を削除... 3695回目のrandom()呼出しの結果： 1606094916 3696回目のrandom()呼出しの結果： 2048751823 3697回目のrandom()呼出しの結果： 1560585170 3698回目のrandom()呼出しの結果： 818799147 818799147 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)381283074 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは222074225743895530381283074 種値[3]＝535088599 １回目のrandom()呼出しの結果： 1458307412 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1837081216 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1719654976 ４回目のrandom()呼出しの結果： 2083499744 ５回目のrandom()呼出しの結果： 428709089 ....3,679ラインの乱数を削除... 3695回目のrandom()呼出しの結果： 42425754 3696回目のrandom()呼出しの結果： 1625346673 3697回目のrandom()呼出しの結果： 573973050 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1800572499 1800572499 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)838456928 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは222074225743895530381283074838456928 セッション・キー[0]:222074225743895530381283074838456928 参入キー: 6516166742443194940193248687352538は一致しない −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１０５】表８の末尾にも示されるように、セッショ
ン・キー［０］は参入キーに一致しない。再び、セッシ
ョン・キーはヌルに初期化され、異なる長さのrandom()
ストリームが各セッション・キーについて用いられる。
今度はセッション・キー番号は１である。

【０１０６】前と同様に、タイムスタンプ２６３７０３
により、このタイムスタンプから５を引くと２６３６９
８であり、セッション・キー番号１を加えると２６３６
９９である。２６３６９９を１００００で割った余りは
３６９９である。

【０１０７】その後、表９に示されるようにセッション
・キー［１］についてのフラグメントを生成するために
関数random()が３６９９回呼出される。

【０１０８】

【表９】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[1]＝683953746１回目のrandom()呼出しの結果： 676780296 ２回目のrandom()呼出しの結果： 579575439 ３回目のrandom()呼出しの結果： 16909259 ４回目のrandom()呼出しの結果： 997224993 ５回目のrandom()呼出しの結果： 733048898 ....3,679ラインの乱数を削除... 3696回目のrandom()呼出しの結果： 1724422159 3697回目のrandom()呼出しの結果： 1902719308 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1597503509 3699回目のrandom()呼出しの結果： 812713069 812713069 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)378449022 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは378449022 種値[2]＝2009848507 １回目のrandom()呼出しの結果： 1727438734 ２回目のrandom()呼出しの結果： 753135060 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1692929070 ４回目のrandom()呼出しの結果： 532384076 ５回目のrandom()呼出しの結果： 2057764045 ....3,679ラインの乱数を削除... 3696回目のrandom()呼出しの結果： 2048751823 3697回目のrandom()呼出しの結果： 1560585170 3698回目のrandom()呼出しの結果： 818799147 3699回目のrandom()呼出しの結果： 841898830 841898830 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)392039686 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは378449022392039686 種値[3]＝535088599 １回目のrandom()呼出しの結果： 1458307412 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1837081216 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1719654976 ４回目のrandom()呼出しの結果： 2083499744 ５回目のrandom()呼出しの結果： 428709089 ....3,679ラインの乱数を削除... 3696回目のrandom()呼出しの結果： 1625346673 3697回目のrandom()呼出しの結果： 573973050 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1800572499 3699回目のrandom()呼出しの結果： 276142892 276142892 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)128589048 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは378449022392039686128589048 種値[4]＝729576118 １回目のrandom()呼出しの結果： 1965191682 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1722311523 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1326087673 ４回目のrandom()呼出しの結果： 689429261 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1464874670 ....3,679ラインの乱数を削除... 3696回目のrandom()呼出しの結果： 1007954093 3697回目のrandom()呼出しの結果： 958461924 3698回目のrandom()呼出しの結果： 125929709 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2002160207 2002160207 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)932328522 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは378449022392039686128588890000489323285
22 セッション・キー[1]:378449022392039686128589048932328522 参入キー: 6516166742443194940193248687352538は一致しない −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１０９】再び、表９の末尾においてセッション・キ
ー［１］は参入キーに一致しない。

【０１１０】この例を続けると、表１０に示すように、
セッション・キー［２］のフラグメントを生成するため
には、余り３７００であるから関数random()を３７００
回呼出すが、この結果も参入キーに一致しない。同様
に、表１１に示すように、セッション・キー［３］のフ
ラグメントを生成するためには、余り３７０１であるか
ら関数random()を３７００回呼出すが、やはりこの結果
も参入キーに一致しない。

【０１１１】

【表１０】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[2]＝2009848507 １回目のrandom()呼出しの結果： 1727438734 ２回目のrandom()呼出しの結果： 753135060 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1692929070 ４回目のrandom()呼出しの結果： 532384076 ５回目のrandom()呼出しの結果： 2057764045 ....3,679ラインの乱数を削除... 3697回目のrandom()呼出しの結果： 1560585170 3698回目のrandom()呼出しの結果： 818799147 3699回目のrandom()呼出しの結果： 841898830 3700回目のrandom()呼出しの結果： 757516734 757516734 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)352746218 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは352746218 種値[3]＝535088599１回目のrandom()呼出しの結果： 1458307412２回目のran
dom()呼出しの結果： 1837081216 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1719654976 ４回目のrandom()呼出しの結果： 2083499744 ５回目のrandom()呼出しの結果： 428709089 ....3,679ラインの乱数を削除... 3697回目のrandom()呼出しの結果： 573973050 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1800572499 3699回目のrandom()呼出しの結果： 276142892 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1746184064 1746184064/ 2.147483648=(キー・フラク゛メント)813130319 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは352746218813130319 種値[4]＝729576118 １回目のrandom()呼出しの結果： 1965191682 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1722311523 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1326087673 ４回目のrandom()呼出しの結果： 689429261 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1464874670 ....3,679ラインの乱数を削除... 3697回目のrandom()呼出しの結果： 958461924 3698回目のrandom()呼出しの結果： 125929709 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2002160207 3700回目のrandom()呼出しの結果： 2128166917 2128166917 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)991004943 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは352746218813130319991004943 種値[5]＝109512711 １回目のrandom()呼出しの結果： 1111472844 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1211763696 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1405547944 ４回目のrandom()呼出しの結果： 191533680 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1853352561 ....3,679ラインの乱数を削除... 3697回目のrandom()呼出しの結果： 208480858 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1813571955 3699回目のrandom()呼出しの結果： 1705903748 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1701522600 1701522600 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)792333185 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは352746218813130319991004943792333185 セッション・キー[2]:352746218813130319991004943792333185 参入キー: 6516166742443194940193248687352538は一致しない −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１１２】余り３７０１及びrandam(3701)の呼出しの
結果はセッション・キー［３］であるが、表１１に示す
ように参入キーに一致しない。

【０１１３】

【表１１】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[3]＝535088599 １回目のrandom()呼出しの結果： 1458307412 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1837081216 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1719654976 ４回目のrandom()呼出しの結果： 2083499744 ５回目のrandom()呼出しの結果： 428709089 ....3,679ラインの乱数を削除... 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1800572499 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2761428923700回目のrandom()呼出しの結
果： 1746184064 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1104894644 1104894644/ 2.147483648=(キー・フラク゛メント)514506638 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは514506638 種値[4]＝729576118 １回目のrandom()呼出しの結果： 1965191682 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1722311523 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1326087673 ４回目のrandom()呼出しの結果： 689429261 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1464874670 ....3,679ラインの乱数を削除... 3698回目のrandom()呼出しの結果： 125929709 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2002160207 3700回目のrandom()呼出しの結果： 2128166917 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1964392946 1964392946 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)914741754 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは514506638914741754 種値[5]＝109512711 １回目のrandom()呼出しの結果： 1111472844 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1211763696 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1405547944 ４回目のrandom()呼出しの結果： 191533680 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1853352561 ....3,679ラインの乱数を削除... 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1813571955 3699回目のrandom()呼出しの結果： 1705903748 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1701522600 3701回目のrandom()呼出しの結果： 336348948 336348948 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)156624689 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは514506638914741754156624689 種値[6]＝877852427 １回目のrandom()呼出しの結果： 23395926 ２回目のrandom()呼出しの結果： 2134425828 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1092895110 ４回目のrandom()呼出しの結果： 81559868 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1299968701 ....3,679ラインの乱数を削除... 3698回目のrandom()呼出しの結果： 1902157323 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2134640950 3700回目のrandom()呼出しの結果： 19949398 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1982066460 1982066460 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)922971606 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは514506638914741754156624689922971606 セッション・キー[3]:514506638914741754156624689922971606 参入キー: 6516166742443194940193248687352538は一致しない −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１１４】さらにこのプロセスを続けて、関数random
()を３７０２回呼出した結果はセッション・キー［４］
であるが、これも表１２に示すように参入キーに一致し
ない。

【０１１５】

【表１２】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[4]＝729576118１回目のrandom()呼出しの結果：
1965191682 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1722311523 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1326087673 ４回目のrandom()呼出しの結果： 689429261 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1464874670 ....3,679ラインの乱数を削除... 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2002160207 3700回目のrandom()呼出しの結果： 2128166917 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1964392946 3702回目のrandom()呼出しの結果： 1028288332 1028288332 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)478834062 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは478834062 種値[5]＝109512711 １回目のrandom()呼出しの結果： 1111472844 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1211763696 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1405547944 ４回目のrandom()呼出しの結果： 191533680 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1853352561 ....3,679ラインの乱数を削除... 3699回目のrandom()呼出しの結果： 1705903748 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1701522600 3701回目のrandom()呼出しの結果： 336348948 3702回目のrandom()呼出しの結果： 151550372 151550372 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)70571139 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは47883406270571139 種値[6]＝877852427 １回目のrandom()呼出しの結果： 23395926 ２回目のrandom()呼出しの結果： 2134425828 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1092895110 ４回目のrandom()呼出しの結果： 81559868 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1299968701 ....3,679ラインの乱数を削除... 3699回目のrandom()呼出しの結果： 2134640950 3700回目のrandom()呼出しの結果： 19949398 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1982066460 3702回目のrandom()呼出しの結果： 605740292 605740292 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)282069802 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは47883406270571139282069802 種値[7]＝292077057 １回目のrandom()呼出しの結果： 1385733309 ２回目のrandom()呼出しの結果： 53438210 ３回目のrandom()呼出しの結果： 93864347 ４回目のrandom()呼出しの結果： 1957755326 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1339349887 ....3,679ラインの乱数を削除... 3699回目のrandom()呼出しの結果： 1067583161 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1007066211 3701回目のrandom()呼出しの結果： 673137672 3702回目のrandom()呼出しの結果： 1591210132 1591210132 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)740964949 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは47883406270571139282069802740964949 セッション・キー[4]:47883406270571139282069802740964949 参入キー: 6516166742443194940193248687352538は一致しない −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１１６】しかしながら、表１３に関しては、関数ra
ndom()を３７０３回呼出すことによりセッション・キー
［５］を生成したが、要求通りこれが最終的に参入キー
に一致した。

【０１１７】

【表１３】 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− 種値[5]＝109512711 １回目のrandom()呼出しの結果： 1111472844 ２回目のrandom()呼出しの結果： 1211763696 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1405547944 ４回目のrandom()呼出しの結果： 191533680 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1853352561 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1701522600 3701回目のrandom()呼出しの結果： 336348948 3702回目のrandom()呼出しの結果： 151550372 3703回目のrandom()呼出しの結果： 139933611 139933611 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)65161667 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは65161667 種値[6]＝877852427 １回目のrandom()呼出しの結果： 23395926 ２回目のrandom()呼出しの結果： 2134425828 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1092895110 ４回目のrandom()呼出しの結果： 81559868 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1299968701 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 19949398 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1982066460 3702回目のrandom()呼出しの結果： 605740292 3703回目のrandom()呼出しの結果： 911460651 911460651 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)424431949 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは65161667424431949 種値[7]＝292077057 １回目のrandom()呼出しの結果： 1385733309 ２回目のrandom()呼出しの結果： 53438210 ３回目のrandom()呼出しの結果： 93864347 ４回目のrandom()呼出しの結果： 1957755326 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1339349887 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 1007066211 3701回目のrandom()呼出しの結果： 673137672 3702回目のrandom()呼出しの結果： 1591210132 3703回目のrandom()呼出しの結果： 86314347 86314347 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)40193248 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは6516166742443194940193248 種値[8]＝761158949 １回目のrandom()呼出しの結果： 912623767 ２回目のrandom()呼出しの結果： 836836246 ３回目のrandom()呼出しの結果： 1995051113 ４回目のrandom()呼出しの結果： 795444970 ５回目のrandom()呼出しの結果： 1863667243 ....3,679ラインの乱数を削除... 3700回目のrandom()呼出しの結果： 527380609 3701回目のrandom()呼出しの結果： 1670683728 3702回目のrandom()呼出しの結果： 1059892980 3703回目のrandom()呼出しの結果： 1476078315 1476078315 / 2.147483648=(キー・フラク゛メント)687352538 フラク゛メントを追加した後、セッション・キーは6516166742443194940193248687352538 セッション・キー[5]:6516166742443194940193248687352538 参入キー: 6516166742443194940193248687352538は正に一致する −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−

【０１１８】次に、マシンS410VICTIMは、/var/tmp/mas
qkeysファイルを走査することにより表１３から得られ
たキーが以前に使用されたか否かを調べる。使用された
ことがある場合は、マシンS410VICTIMはアクセスを拒否
する。一方、このファイルの検査により、このキーが未
だ使用されていないことが示される。この場合、マシン
S410VICTIMは、以下のようにこのキー及びタイムスタン
プを/var/tmp/masqkeys.usedファイルへ追加する。すな
わち、「651616666742443194940193248687352538 Tue_J
un_27_10:35:20_CDT_1995、及びこれ以降、要求された
アクセスを許可する」のようにである。

【０１１９】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。

【０１２０】（１）コンピュータ・ネットワークにおい
てマスカレード・アタック保護を行う方法であって、第
１のマシンによりタイムスタンプと該第１のマシンに固
有の１又は複数のハードウェア特性との関数としてセッ
ション・キーを作成するステップと、前記ネットワーク
を介して前記セッション・キーを前記第１のマシンから
第２のマシンへ伝送するステップと、前記第２のマシン
により前記タイムスタンプと前記ハードウェア特性との
関数として複数のロックを作成するステップと、前記セ
ッション・キーが前記複数のロックの１つに一致するか
否かを前記第２のマシンが検査するステップと、前記セ
ッション・キーが前記複数のロックの１つに一致する場
合に前記第１のマシンから前記第２のマシンへのアクセ
スを許可す るステップとを含むマスカレード・アタック保護方法。
（２）前記セッション・キーが、前記タイムスタンプに
対して関数的に関係する所定の時間間隔内で有効である
上記（１）に記載の方法。 （３）前記ハードウェア特性が、前記第１のマシンの中
央演算処理装置に関連する中央演算処理装置識別番号を
含む上記（２）に記載の方法。 （４）前記ハードウェア特性が、前記第１のマシンの複
数のハードウェア態様から決定された検査合計を含む上
記（３）に記載の方法。 （５）前記セッション・キーが、前記中央演算処理装置
識別番号と前記検査合計との積の関数である上記（４）
に記載の方法。 （６）疑似乱数発生関数に対して前記１又は複数のハー
ドウェア特性に対応する数字を種値として与えるステッ
プを含み、該種値を与えられた該疑似乱数発生関数によ
り発生された数字から前記セッション・キーが作成され
る上記（１）に記載の方法。 （７）以前に使用されたことのある前記セッション・キ
ーのリストを前記第２のマシンにより保持するステップ
と、前記セッション・キーが前記リスト上にあるか否か
を検査し、そして該リスト上にある場合には、該セッシ
ョン・キーが前記複数のロックの１つに一致するか否か
を検査する前記ステップを禁止してアクセスを拒否する
ステップとを含む上記（１）に記載の方法。 （８）前記第１のマシン及び前記第２のマシンにおいて
前記マスカレード・アタック保護の所望するレベルに対
応する複雑度数を指定するステップを含み、前記疑似乱
数発生関数が、該複雑度数に対応する回数だけ種値を与
えられる上記（１）に記載の方法。 （９）前記マスカレード・アタック保護を備えかつ前記
第２のマシンに対するアクセスを許可され得る前記ネッ
トワーク上のマシンのリストを、該第２のマシン上に保
持するステップを含み、前記伝送するステップが、前記
第１のマシンにより作成されたタイムスタンプに対応す
る時点において実行され、前記リストには、ネットワー
ク・アドレスと、前記第２のマシンが前記時点を発生す
るための情報とが含まれる上記（１）に記載の方法。 （１０）前記第１のマシンが前記セッション・キーを伝
送することができる前記ネットワーク上のマシンのリス
トを、該第１のマシン上に保持するステップと、前記第
１のマシン上の前記リスト上に前記第２のマシンがない
場合には、前記セッション・キーを前記第２のマシンへ
伝送する前記ステップを禁止するステップとを含む上記
（９）に記載の方法。 （１１）コンピュータ・ネットワークにおいてマスカレ
ード・アタック保護を設けた装置であって、第１のマシ
ンによりタイムスタンプと該第１のマシンに固有の１又
は複数のハードウェア特性との関数としてセッション・
キーを作成する手段と、前記ネットワークを介して前記
セッション・キーを前記第１のマシンから第２のマシン
へ伝送する手段と、前記第２のマシンにより前記タイム
スタンプと前記ハードウェア特性との関数として複数の
ロックを作成する手段と、前記セッション・キーが前記
複数のロックの１つに一致するか否かを前記第２のマシ
ンにより検査する手段と、前記セッション・キーが前記
複数のロックの１つに一致する場合に前記第１のマシン
から前記第２のマシンへのアクセスを許可する手段とを
有するマスカレード・アタック保護を設けた装置。 （１２）前記セッション・キーが、前記タイムスタンプ
に対して関数的に関係する所定の時間間隔内で有効であ
る上記（１１）に記載の装置。 （１３）前記ハードウェア特性が、前記第１のマシンの
中央演算処理装置に関連する中央演算処理装置識別番号
を含む上記（１２）に記載の装置。 （１４）前記ハードウェア特性が、前記第１のマシンの
複数のハードウェア態様から決定された検査合計を含む
上記（１３）に記載の装置。 （１５）前記セッション・キーが、前記中央演算処理装
置識別番号と前記検査合計との積の関数である上記（１
４）に記載の装置。 （１６）疑似乱数発生関数に対して前記１又は複数のハ
ードウェア特性に対応する数字を種値として与える手段
を有し、該種値を与えられた該疑似乱数発生関数により
発生された数字から前記セッション・キーが作成される
上記（１１）に記載の装置。 （１７）以前に使用されたことのある前記セッション・
キーのリストを保持する前記第２のマシンによる手段
と、前記セッション・キーが前記リスト上にあるか否か
を検査し、そして該リスト上にある場合には、該セッシ
ョン・キーが前記複数のロックの１つに一致するか否か
を検査する前記手段を禁止してアクセスを拒否する手段
とを有する上記（１１）に記載の装置。 （１８）前記第１のマシン及び前記第２のマシンにおい
て前記マスカレード・アタック保護の所望するレベルに
対応する複雑度数を指定する手段を有し、前記疑似乱数
発生関数が、該複雑度数に対応する回数だけ種値を与え
られる上記（１１）に記載の装置。 （１９）前記マスカレード・アタック保護を備えかつ前
記第２のマシンに対するアクセスを許可され得る前記ネ
ットワーク上のマシンのリストを、該第２のマシン上に
保持する手段を有し、前記伝送する手段が、前記第１の
マシンにより作成されたタイムスタンプに対応する時点
において実行され、前記リストには、ネットワーク・ア
ドレスと、前記第２のマシンにより前記時点を発生する
ための情報とが含まれる上記（１１）に記載の装置。 （２０）前記第１のマシンが前記セッション・キーを伝
送することができる前記ネットワーク上のマシンのリス
トを、該第１のマシン上に保持する手段と、前記第１の
マシン上の前記リスト上に前記第２のマシンがない場合
には、前記セッション・キーを前記第２のマシンへ伝送
する前記手段を禁止する手段とを有する上記（１９）に
記載の装置。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の装置及び方法を実施するために使用可
能なデータ処理システムの外観図である。

【図２】本発明の装置及び方法を実施する図１のデータ
処理システム内にあって本発明によるマスカレード・ア
タック保護を享受するローカル・エリア・ネットワーク
のブロック図である。

【図３】本発明の装置及び方法を実施する図１のデータ
処理システム内のメインフレーム・コンピュータのブロ
ック図である。

【図４】本発明の装置及び方法を示し、特にrloginによ
り承認マシンに対して遠隔ログインを行う被承認マシン
上のユーザの具体例を示す流れ図である。

【図５】図４の流れ図の続きである。

【図６】承認マシンがセッション・キーを取得し、被承
認マシンのアクセスを許可するか又は拒否するプロセス
を示すブロック図である。

【図７】複雑度値が１の場合の承認マシン及び被承認マ
シンにおける疑似乱数発生及びその利用に関する本発明
の原理を示す概念図である。

【図８】異なるハードウェア依存種値から疑似乱数出力
ストリームを発生し、このストリームを用いて複数のセ
ッション・キーを作成する方法を含む本発明の概念を示
す図である。

【図９】被承認マシンによる種値の発生を示す流れ図で
ある。

【図１０】対応する複数の種値から発生された複数のロ
ックの使用を示す流れ図である。

【符号の説明】

８ データ処理システム １０、３２ ローカル・エリア・ネットワーク １２、１２ａ〜１２ｃ、３０、３１、３３、３５ コン
ピュータ(サーバ) １８ メインフレーム・コンピュータ ２０ 記憶装置 ３２ 通信チャネル ３５、６６ 中央演算処理装置（ＣＰＵ） ３８、６８ メモリ ４０、６０ ネットワーク・アダプタ ４２、６４ ハード・ドライブ装置 ４４ データ・バス４６ ローカル・エリア・ネットワ
ーク・サーバ ６２ 表示アダプタ ７０ データ・バス ７３ オペレーティング・システム ７４ 表示装置 ７６ オブジェクト

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 9/00 ６７３Ｄ

Claims (20)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】コンピュータ・ネットワークにおいてマス
   カレード・アタック保護を行う方法であって、 第１のマシンによりタイムスタンプと該第１のマシンに
   固有の１又は複数のハードウェア特性との関数としてセ
   ッション・キーを作成するステップと、 前記ネットワークを介して前記セッション・キーを前記
   第１のマシンから第２のマシンへ伝送するステップと、 前記第２のマシンにより前記タイムスタンプと前記ハー
   ドウェア特性との関数として複数のロックを作成するス
   テップと、 前記セッション・キーが前記複数のロックの１つに一致
   するか否かを前記第２のマシンが検査するステップと、 前記セッション・キーが前記複数のロックの１つに一致
   する場合に前記第１のマシンから前記第２のマシンへの
   アクセスを許可するステップとを含むマスカレード・ア
   タック保護方法。
2. 【請求項２】前記セッション・キーが、前記タイムスタ
   ンプに対して関数的に関係する所定の時間間隔内で有効
   である請求項１に記載の方法。
3. 【請求項３】前記ハードウェア特性が、前記第１のマシ
   ンの中央演算処理装置に関連する中央演算処理装置識別
   番号を含む請求項２に記載の方法。
4. 【請求項４】前記ハードウェア特性が、前記第１のマシ
   ンの複数のハードウェア態様から決定された検査合計を
   含む請求項３に記載の方法。
5. 【請求項５】前記セッション・キーが、前記中央演算処
   理装置識別番号と前記検査合計との積の関数である請求
   項４に記載の方法。
6. 【請求項６】疑似乱数発生関数に対して前記１又は複数
   のハードウェア特性に対応する数字を種値として与える
   ステップを含み、該種値を与えられた該疑似乱数発生関
   数により発生された数字から前記セッション・キーが作
   成される請求項１に記載の方法。
7. 【請求項７】以前に使用されたことのある前記セッショ
   ン・キーのリストを前記第２のマシンにより保持するス
   テップと、 前記セッション・キーが前記リスト上にあるか否かを検
   査し、そして該リスト上にある場合には、該セッション
   ・キーが前記複数のロックの１つに一致するか否かを検
   査する前記ステップを禁止してアクセスを拒否するステ
   ップとを含む請求項１に記載の方法。
8. 【請求項８】前記第１のマシン及び前記第２のマシンに
   おいて前記マスカレード・アタック保護の所望するレベ
   ルに対応する複雑度数を指定するステップを含み、前記
   疑似乱数発生関数が、該複雑度数に対応する回数だけ種
   値を与えられる請求項１に記載の方法。
9. 【請求項９】前記マスカレード・アタック保護を備えか
   つ前記第２のマシンに対するアクセスを許可され得る前
   記ネットワーク上のマシンのリストを、該第２のマシン
   上に保持するステップを含み、 前記伝送するステップが、前記第１のマシンにより作成
   されたタイムスタンプに対応する時点において実行さ
   れ、 前記リストには、ネットワーク・アドレスと、前記第２
   のマシンが前記時点を発生するための情報とが含まれる
   請求項１に記載の方法。
10. 【請求項１０】前記第１のマシンが前記セッション・キ
    ーを伝送することができる前記ネットワーク上のマシン
    のリストを、該第１のマシン上に保持するステップと、 前記第１のマシン上の前記リスト上に前記第２のマシン
    がない場合には、前記セッション・キーを前記第２のマ
    シンへ伝送する前記ステップを禁止するステップとを含
    む請求項９に記載の方法。
11. 【請求項１１】コンピュータ・ネットワークにおいてマ
    スカレード・アタック保護を設けた装置であって、 第１のマシンによりタイムスタンプと該第１のマシンに
    固有の１又は複数のハードウェア特性との関数としてセ
    ッション・キーを作成する手段と、 前記ネットワークを介して前記セッション・キーを前記
    第１のマシンから第２のマシンへ伝送する手段と、 前記第２のマシンにより前記タイムスタンプと前記ハー
    ドウェア特性との関数として複数のロックを作成する手
    段と、 前記セッション・キーが前記複数のロックの１つに一致
    するか否かを前記第２のマシンにより検査する手段と、 前記セッション・キーが前記複数のロックの１つに一致
    する場合に前記第１のマシンから前記第２のマシンへの
    アクセスを許可する手段とを有するマスカレード・アタ
    ック保護を設けた装置。
12. 【請求項１２】前記セッション・キーが、前記タイムス
    タンプに対して関数的に関係する所定の時間間隔内で有
    効である請求項１１に記載の装置。
13. 【請求項１３】前記ハードウェア特性が、前記第１のマ
    シンの中央演算処理装置に関連する中央演算処理装置識
    別番号を含む請求項１２に記載の装置。
14. 【請求項１４】前記ハードウェア特性が、前記第１のマ
    シンの複数のハードウェア態様から決定された検査合計
    を含む請求項１３に記載の装置。
15. 【請求項１５】前記セッション・キーが、前記中央演算
    処理装置識別番号と前記検査合計との積の関数である請
    求項１４に記載の装置。
16. 【請求項１６】疑似乱数発生関数に対して前記１又は複
    数のハードウェア特性に対応する数字を種値として与え
    る手段を有し、該種値を与えられた該疑似乱数発生関数
    により発生された数字から前記セッション・キーが作成
    される請求項１１に記載の装置。
17. 【請求項１７】以前に使用されたことのある前記セッシ
    ョン・キーのリストを保持する前記第２のマシンによる
    手段と、 前記セッション・キーが前記リスト上にあるか否かを検
    査し、そして該リスト上にある場合には、該セッション
    ・キーが前記複数のロックの１つに一致するか否かを検
    査する前記手段を禁止してアクセスを拒否する手段とを
    有する請求項１１に記載の装置。
18. 【請求項１８】前記第１のマシン及び前記第２のマシン
    において前記マスカレード・アタック保護の所望するレ
    ベルに対応する複雑度数を指定する手段を有し、前記疑
    似乱数発生関数が、該複雑度数に対応する回数だけ種値
    を与えられる請求項１１に記載の装置。
19. 【請求項１９】前記マスカレード・アタック保護を備え
    かつ前記第２のマシンに対するアクセスを許可され得る
    前記ネットワーク上のマシンのリストを、該第２のマシ
    ン上に保持する手段を有し、 前記伝送する手段が、前記第１のマシンにより作成され
    たタイムスタンプに対応する時点において実行され、 前記リストには、ネットワーク・アドレスと、前記第２
    のマシンにより前記時点を発生するための情報とが含ま
    れる請求項１１に記載の装置。
20. 【請求項２０】前記第１のマシンが前記セッション・キ
    ーを伝送することができる前記ネットワーク上のマシン
    のリストを、該第１のマシン上に保持する手段と、 前記第１のマシン上の前記リスト上に前記第２のマシン
    がない場合には、前記セッション・キーを前記第２のマ
    シンへ伝送する前記手段を禁止する手段とを有する請求
    項１９に記載の装置。